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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere
54 un altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}\itindex{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
87 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
88 \label{sec:file_select}
90 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
91 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
92 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
93 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
94 \funcd{select}, il cui prototipo è:
97 \headdecl{sys/types.h}
99 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
100 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
102 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
105 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
106 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
107 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
109 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
111 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
112 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
113 un valore non valido per \param{timeout}.
115 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
119 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
120 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
121 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
122 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
125 \itindbeg{file~descriptor~set}
127 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
128 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
129 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
130 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
131 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
132 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
133 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
135 \headdecl{sys/time.h}
136 \headdecl{sys/types.h}
138 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
139 Inizializza l'insieme (vuoto).
141 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
142 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
144 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
145 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
147 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
148 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
151 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
152 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
153 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
154 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
155 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
156 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
157 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
158 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
159 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
160 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
161 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
163 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
164 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
165 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
166 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
167 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
168 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
169 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
170 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
171 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
173 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
174 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
175 specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
176 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
177 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
178 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
179 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
180 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
181 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
182 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
183 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
184 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
185 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
186 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
187 corrente dei file descriptor.
189 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
190 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
191 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
192 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
193 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
194 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
195 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
196 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
197 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
200 \itindend{file~descriptor~set}
202 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
203 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
204 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
205 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
206 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
207 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
208 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
209 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
210 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
211 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
212 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
214 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
215 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
216 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
217 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
218 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
219 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
220 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
222 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
223 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
224 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
225 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
226 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
227 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
229 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
230 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
231 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
232 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
233 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
234 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
235 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
236 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
237 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
238 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
239 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
240 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
241 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
242 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
243 \begin{prototype}{sys/select.h}
244 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
245 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
247 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
250 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
251 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
252 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
254 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
256 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
257 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
258 un valore non valido per \param{timeout}.
260 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
263 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
264 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
265 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
266 caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
267 che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
268 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
269 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
272 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
273 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
274 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
275 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
276 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
277 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
278 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
279 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
280 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
281 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
283 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
284 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
285 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
286 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
287 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
288 \includecodesnip{listati/select_race.c}
289 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
290 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
291 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
293 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
294 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
295 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
296 kernel 2.6.26, non è presente la relativa system call, e la funzione è
297 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
298 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
299 \textit{race condition} permane; esiste però una soluzione, chiamata
300 \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire
301 una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in
302 lettura della stessa, e indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo
303 in scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se
304 il segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo
305 riconoscerà comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non
306 appena essa ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto
308 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
309 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
310 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
311 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
313 % TODO pselect è stata introdotta nel kernel 2.6.16 (o 15 o 17?) insieme a
314 % ppoll mettere e verificare, vedi articolo LWN http://lwn.net/Articles/176750/
317 \subsection{La funzione \func{poll}}
318 \label{sec:file_poll}
320 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
321 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
322 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
323 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
324 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
326 \begin{prototype}{sys/poll.h}
327 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
329 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
332 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
333 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
334 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
336 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
338 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
339 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
340 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
342 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
345 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
346 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
347 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
348 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
349 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
350 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
351 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
352 \textsl{non-bloccante}).
355 \footnotesize \centering
356 \begin{minipage}[c]{15cm}
357 \includestruct{listati/pollfd.h}
360 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
361 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
362 \label{fig:file_pollfd}
365 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
366 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
367 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
368 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
369 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
370 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
371 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
372 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
373 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
374 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
375 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
376 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
378 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
379 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
380 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
381 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
382 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
383 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
384 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
389 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
391 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
394 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
395 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
396 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
397 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
400 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
401 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
402 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
404 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
405 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
406 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
408 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
411 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
412 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
413 \label{tab:file_pollfd_flags}
416 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
417 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
418 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
419 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
420 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
421 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
422 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
423 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
424 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
425 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
426 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
427 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
428 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
429 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
430 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
431 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
433 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
434 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
435 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
436 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
437 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
438 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
442 % TODO accennare a ppoll
444 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
445 %\label{sec:file_epoll}
450 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
451 \label{sec:file_asyncronous_access}
453 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
454 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
455 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
456 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
457 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
458 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
459 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
460 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
461 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
462 operazioni di I/O volute.
465 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
466 \label{sec:file_asyncronous_operation}
468 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
469 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
470 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
471 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
472 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
473 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
474 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
476 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
477 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
478 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
479 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
480 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
483 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
484 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
485 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
486 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
487 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
488 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
489 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
490 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
491 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
492 \textit{signal driven I/O}.
494 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
495 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
496 hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
497 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
498 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
499 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
500 percentuale) sono diventati attivi.
502 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
503 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
504 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
505 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
506 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
507 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
508 verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
509 POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono accodati e che permettono di
510 riconoscere il file descriptor che li ha emessi. In questo caso infatti si può
511 fare ricorso alle informazioni aggiuntive restituite attraverso la struttura
512 \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa \var{sa\_sigaction} del
513 gestore installata con il flag \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto
514 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
516 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
517 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
518 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
519 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
520 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
521 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
522 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
523 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
524 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
525 descriptor che ha generato il segnale.
527 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
528 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
529 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
530 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
531 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
532 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
533 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
534 la coda. Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non
535 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
536 invierà al suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti
537 i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i
538 file diventati attivi.
540 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
543 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
544 \label{sec:file_asyncronous_lease}
546 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
547 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
548 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
549 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
550 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
551 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
552 non prevede alcun meccanismo per cui un processo possa essere
553 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
554 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
555 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
556 \const{SIGHUP} che, per convenzione adottata dalla gran parte di detti
557 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
558 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
561 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
562 generale comporterebbe un notevole aumento di complessità dell'architettura
563 della gestione dei file, per fornire una funzionalità necessaria soltanto in
564 casi particolari. Dato che all'origine di Unix i soli programmi che potevano
565 avere una tale esigenza erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base
566 della progettazione, che era di far fare al kernel solo le operazioni
567 strettamente necessarie e lasciare tutto il resto a processi in user space,
568 non era stata prevista nessuna funzionalità di notifica.
570 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
571 tipo (molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad interfaccia
572 grafica) sono state successivamente introdotte delle estensioni che
573 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
574 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
575 \itindex{polling}\textit{polling}.
577 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
578 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
579 supportano meccanismi simili). Esse sono realizzate, e solo a partire dalla
580 versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni \textsl{comandi}
581 aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che
582 divengono disponibili soltanto se si è definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}
583 prima di includere \file{fcntl.h}.
587 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
588 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
589 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
590 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
591 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
594 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
595 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
596 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
597 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
598 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
599 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
600 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
601 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
602 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
603 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
605 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
606 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
607 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
608 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
609 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
610 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
612 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
613 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
614 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
615 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
616 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
617 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
618 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
623 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
625 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
628 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
629 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
630 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
633 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
634 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
635 \const{F\_GETLEASE}.}
636 \label{tab:file_lease_fctnl}
639 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
640 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
641 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
642 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
643 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
644 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
646 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
647 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
648 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
649 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
650 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
651 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
652 \const{CAP\_LEASE}) può acquisire \textit{lease} su qualunque file.
654 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
655 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
656 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
657 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
658 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
659 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
660 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
661 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
662 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
663 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
664 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
665 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
666 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
667 operazioni di lettura e scrittura.
669 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
670 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
671 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
672 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
673 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
674 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
675 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
676 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
677 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
678 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
681 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
682 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
683 \file{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
684 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
685 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
686 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
687 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
688 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
689 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
692 \index{file!dnotify|(}
694 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
695 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
696 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file viene
697 modificato, che è quanto necessario ad esempio ai programma di gestione dei
698 file dei vari desktop grafici.
700 Per risolvere questo problema è stata allora creata un'altra interfaccia,
701 chiamata \textit{dnotify}, che consente di richiedere una notifica quando una
702 directory, o di uno qualunque dei file in essa contenuti, viene modificato.
703 Come per i \textit{file lease} la notifica avviene di default attraverso il
704 segnale \const{SIGIO}, ma questo può essere modificato e si può ottenere nel
705 gestore il file descriptor che è stato modificato dal contenuto della
706 struttura \struct{siginfo\_t}.
710 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
711 certa directory eseguendo \func{fcntl} su un file descriptor \param{fd}
712 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
713 l'argomento \param{arg} serve ad indicare per quali classi eventi si vuole
714 ricevere la notifica, e prende come valore una maschera binaria composta
715 dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
716 tab.~\ref{tab:file_notify}.
721 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
723 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
726 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
727 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
728 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
729 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
730 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
731 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
732 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
733 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
734 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
736 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
737 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
738 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
739 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
740 directory (con \func{rename}).\\
741 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
742 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
744 \const{DN\_MULTISHOT}& richiede una notifica permanente di tutti gli
748 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
749 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
750 \label{tab:file_notify}
753 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando
754 \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una sola
755 volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
756 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta se
757 desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
758 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
759 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
760 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
761 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
762 specificare un valore nullo.
763 \index{file!dnotify|)}
767 \index{file!inotify|)}
768 % TODO inserire anche inotify, vedi http://www.linuxjournal.com/article/8478
769 \index{file!inotify|(}
773 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
774 \label{sec:file_asyncronous_io}
776 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
777 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
778 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
779 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
780 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
781 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
782 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
784 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
785 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
786 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente}system call lente), essa è
787 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
788 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
789 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
790 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
791 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
794 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
795 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
796 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
797 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
798 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
799 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
800 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
802 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
803 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
804 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
805 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
806 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
807 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
808 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
811 \footnotesize \centering
812 \begin{minipage}[c]{15cm}
813 \includestruct{listati/aiocb.h}
816 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
818 \label{fig:file_aiocb}
821 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
822 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
823 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
824 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
825 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
826 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
827 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
828 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
829 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
830 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
831 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
832 del blocco di dati da trasferire.
834 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
835 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
836 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
837 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
838 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
839 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
840 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
841 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
842 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
843 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
844 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
847 \footnotesize \centering
848 \begin{minipage}[c]{15cm}
849 \includestruct{listati/sigevent.h}
852 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
853 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
854 \label{fig:file_sigevent}
857 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
858 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
859 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
860 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
861 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
862 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
863 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
864 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
865 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
866 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
867 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
868 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
870 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
871 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
872 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
873 \var{sigev\_notify\_attribute}.
876 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
877 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
878 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
879 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
883 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
884 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
886 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
887 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
890 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
891 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
893 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
894 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
895 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
896 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
897 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
902 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
903 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
904 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
905 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
906 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
907 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
908 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
909 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
911 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
912 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
913 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
914 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
915 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
916 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
917 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
918 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
921 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
922 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
923 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
924 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
925 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
926 errore; il suo prototipo è:
927 \begin{prototype}{aio.h}
928 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
930 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
933 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
934 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
938 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
939 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
940 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
941 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
942 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
943 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
944 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
945 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
948 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
949 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
950 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
951 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
953 \begin{prototype}{aio.h}
954 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
956 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
959 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
963 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
964 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
965 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
966 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
967 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
969 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
970 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
971 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
972 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
973 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
976 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
977 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
978 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
979 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
981 \begin{prototype}{aio.h}
982 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
984 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
986 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
987 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
988 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
991 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
992 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
993 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
994 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
995 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
996 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
997 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
998 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1000 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1001 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1002 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1003 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1004 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1006 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1007 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1008 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1009 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1011 \begin{prototype}{aio.h}
1012 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1014 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1017 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1018 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1019 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1023 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1024 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1025 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1026 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1027 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1028 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1029 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
1031 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
1032 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
1033 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1034 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1035 cancellazione sono state già completate,
1037 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
1040 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
1041 corso e non sono state cancellate.
1044 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
1045 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
1046 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
1047 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
1048 del loro avvenuto completamento.
1050 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
1051 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
1052 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
1053 specifica operazione; il suo prototipo è:
1054 \begin{prototype}{aio.h}
1055 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
1058 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
1059 operazioni specificate da \param{list}.
1061 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
1062 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1065 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1067 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1068 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1073 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
1074 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
1075 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
1076 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
1077 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
1078 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
1079 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
1080 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
1081 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
1083 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
1084 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
1085 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
1086 \begin{prototype}{aio.h}
1087 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
1090 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
1091 secondo la modalità \param{mode}.
1093 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1094 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1096 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1098 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
1099 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
1100 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
1101 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1102 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1107 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
1108 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
1109 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
1110 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
1111 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
1112 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1113 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
1114 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
1115 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
1117 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
1118 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
1119 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
1122 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
1123 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
1124 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
1125 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
1126 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
1127 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
1128 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
1132 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
1133 \label{sec:file_advanced_io}
1135 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
1136 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
1137 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
1138 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
1139 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
1140 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria} e la funzione
1144 \subsection{I/O vettorizzato}
1145 \label{sec:file_multiple_io}
1147 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
1148 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
1149 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
1150 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
1151 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
1152 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
1155 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
1156 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
1157 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
1158 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
1159 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
1160 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
1161 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
1164 \headdecl{sys/uio.h}
1166 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
1167 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
1170 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
1171 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
1172 specificati da \param{vector}.
1174 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
1175 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1176 assumerà uno dei valori:
1178 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
1179 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
1180 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
1181 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
1182 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
1183 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
1184 non ci sono dati in lettura.
1185 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1187 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
1188 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
1189 \var{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
1190 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
1193 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
1194 fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
1195 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
1196 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
1198 \begin{figure}[!htb]
1199 \footnotesize \centering
1200 \begin{minipage}[c]{15cm}
1201 \includestruct{listati/iovec.h}
1204 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
1206 \label{fig:file_iovec}
1209 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
1210 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
1211 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
1212 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
1213 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
1214 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
1217 \subsection{File mappati in memoria}
1218 \label{sec:file_memory_map}
1220 \itindbeg{memory~mapping}
1221 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
1222 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
1223 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
1224 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
1225 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
1226 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
1228 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
1229 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
1230 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
1231 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
1232 del file attraverso il sistema della memoria virtuale\index{memoria~virtuale}
1233 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
1234 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
1235 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
1236 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
1237 \textsl{memoria mappata su file}.
1241 \includegraphics[width=14cm]{img/mmap_layout}
1242 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1243 mappatura in memoria di un file.}
1244 \label{fig:file_mmap_layout}
1247 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1248 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1249 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1250 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1251 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1252 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1255 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
1256 virtuale,\index{memoria~virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
1257 opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
1258 per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1259 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1260 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1263 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1264 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1265 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1266 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1267 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1269 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1270 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1271 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1276 \headdecl{sys/mman.h}
1278 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1281 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1283 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1284 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1285 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1287 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1288 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1289 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1290 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1291 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1292 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1293 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1294 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1295 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1296 dimensione delle pagine).
1297 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1298 \param{fd} è aperto in scrittura.
1299 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1300 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1301 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1302 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1303 numero di mappature possibili.
1304 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1306 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1307 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1308 l'opzione \texttt{noexec}.
1309 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1310 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1315 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1316 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1317 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1318 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1324 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1326 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1329 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1330 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1331 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1332 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1335 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1336 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1337 \label{tab:file_mmap_prot}
1341 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1342 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1343 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1344 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
1345 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1346 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1347 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1348 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1349 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1350 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1351 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1353 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1354 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1355 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1356 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1357 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1358 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1363 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1365 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1368 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1369 da \param{start}, se questo non può essere usato
1370 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1371 valore di \param{start} deve essere allineato
1372 alle dimensioni di una pagina. \\
1373 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1374 riportati sul file e saranno immediatamente
1375 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1376 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1377 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1378 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1379 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1380 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1381 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1382 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1383 privata cui solo il processo chiamante ha
1384 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1385 il meccanismo del \textit{copy on
1386 write}\itindex{copy~on~write} e
1387 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1388 specificato se i cambiamenti sul file originale
1389 vengano riportati sulla regione
1390 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1391 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1392 \textit{DoS}\itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
1393 (veniva usato per segnalare che tentativi di
1394 scrittura sul file dovevano fallire con
1395 \errcode{ETXTBSY}).\\
1396 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1397 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1398 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1399 \textit{copy on write}\itindex{copy~on~write}
1401 modifiche fatte alla regione mappata, in
1402 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1403 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1404 un \const{SIGSEGV}. \\
1405 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1407 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
1408 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1409 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1410 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1411 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1412 ignorati.\footnotemark\\
1413 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1414 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1415 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1416 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1417 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1418 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1419 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1420 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1421 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1422 necessarie alla mappatura. \\
1423 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1424 non causa I/O.\footnotemark \\
1425 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1426 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1430 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1431 \label{tab:file_mmap_flag}
1435 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1436 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1437 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della memoria
1438 virtuale.\index{memoria~virtuale} Questo comporta allora una serie di
1439 conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
1440 sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
1441 (\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
1442 consentono questo tipo di accesso.
1444 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1445 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1446 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1447 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1448 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1449 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1450 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1451 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
1453 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1455 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1456 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1458 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
1459 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
1460 parleremo più avanti.}
1462 \begin{figure}[!htb]
1464 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
1465 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1466 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1467 \label{fig:file_mmap_boundary}
1471 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
1472 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
1473 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
1474 bordo della pagina successiva.
1476 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1477 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1478 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1479 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1480 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1483 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1484 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1485 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1486 quella della mappatura in memoria.
1488 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1489 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1490 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1491 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1492 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1494 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1495 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1496 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1497 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1498 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1499 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1500 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1501 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1502 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1503 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1507 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
1508 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1509 alla lunghezza richiesta.}
1510 \label{fig:file_mmap_exceed}
1513 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1514 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1515 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1516 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1517 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1518 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1519 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1520 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1523 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1524 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1525 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1526 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1527 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1528 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1529 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1530 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1531 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1533 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1534 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1535 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1536 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1537 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1538 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1539 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1541 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1542 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1543 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1544 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1545 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1547 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1548 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1549 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1550 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1551 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1552 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1555 \headdecl{sys/mman.h}
1557 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1559 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1561 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1562 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1564 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
1565 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
1567 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1568 precedentemente mappata.
1573 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1574 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1575 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1576 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1577 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1578 del file aggiornato.
1583 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1585 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1588 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1589 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1590 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1594 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1595 \label{tab:file_mmap_rsync}
1598 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1599 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1600 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1601 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1602 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1603 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1604 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1605 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1606 aggiornate ai nuovi valori.
1608 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1609 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1612 \headdecl{sys/mman.h}
1614 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1616 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1618 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1619 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1621 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1622 precedentemente mappata.
1627 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
1628 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
1629 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1630 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
1631 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1632 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
1633 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
1634 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
1635 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
1637 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
1638 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
1639 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
1640 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
1641 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
1643 % \headdecl{unistd.h}
1644 \headdecl{sys/mman.h}
1646 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
1648 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
1651 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1652 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1654 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
1655 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
1656 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
1657 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
1658 ha solo accesso in lettura.
1659 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
1660 % necessarie all'interno del kernel.
1661 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
1664 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
1669 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
1670 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
1671 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
1672 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
1673 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
1674 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
1676 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
1677 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
1678 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
1679 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
1682 \headdecl{sys/mman.h}
1684 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
1685 new\_size, unsigned long flags)}
1687 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
1689 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
1690 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
1691 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1694 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
1696 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
1697 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
1698 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
1699 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
1700 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
1701 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
1702 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
1708 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
1709 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
1710 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
1711 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
1712 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
1713 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
1714 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
1715 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
1716 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
1717 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
1718 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
1719 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
1721 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
1722 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
1723 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
1724 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
1725 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
1726 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
1727 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
1729 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
1730 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
1731 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
1732 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
1733 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
1734 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
1736 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
1737 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
1738 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
1739 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
1740 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
1741 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
1742 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
1743 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
1744 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
1745 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
1746 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
1748 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
1749 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
1750 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
1751 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
1752 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
1753 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
1754 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
1755 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
1756 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
1757 \textit{memory mapping}.
1759 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
1760 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
1761 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
1762 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
1763 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
1764 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
1765 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
1766 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
1768 \headdecl{sys/mman.h}
1770 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
1771 ssize\_t pgoff, int flags)}
1773 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
1775 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1776 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1778 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
1779 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
1780 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
1785 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
1786 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
1787 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
1788 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
1789 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
1790 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
1793 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
1794 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
1795 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
1796 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
1797 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
1798 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
1799 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
1800 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
1802 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
1803 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
1804 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
1805 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
1806 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
1807 \textit{memory mapping}.
1809 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
1810 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
1811 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
1812 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
1813 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
1814 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
1815 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
1816 interessate dal \textit{memory mapping}.
1818 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
1819 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
1820 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
1821 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
1822 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
1823 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
1824 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
1825 \const{MAP\_POPULATE}.
1827 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
1828 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
1829 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
1830 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
1831 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
1832 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
1833 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
1835 \itindend{memory~mapping}
1838 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor con \func{sendfile}}
1839 \label{sec:file_sendfile}
1843 NdA è da finire, sul perché non è abilitata fra file vedi:
1845 \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
1846 {\texttt{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}
1847 % TODO documentare la funzione sendfile
1852 %\subsection{I \textit{raw} device}
1853 %\label{sec:file_raw_device}
1858 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
1859 %\label{sec:file_io_port}
1861 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
1862 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
1867 \section{Il file locking}
1868 \label{sec:file_locking}
1870 \index{file!locking|(}
1872 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1873 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1874 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1875 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
1876 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
1877 in cui essi opereranno.
1879 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
1880 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
1881 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
1882 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
1883 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
1886 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1887 evitare le \textit{race condition}\itindex{race~condition}, attraverso una
1888 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
1889 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
1890 delle operazioni di scrittura.
1894 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1895 \label{sec:file_record_locking}
1897 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1898 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1899 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1900 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1901 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
1902 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1903 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1904 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1905 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1906 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1907 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1908 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1909 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1910 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
1911 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
1912 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
1913 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
1914 utilizzando le relative funzioni.
1916 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1917 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1918 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1919 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1920 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1921 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1922 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1923 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
1924 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
1925 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
1926 proteggere il loro accesso in lettura.
1928 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1929 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1930 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1931 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1932 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1933 proteggere il suo accesso in scrittura.
1938 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1940 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1942 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1945 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1946 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1949 \caption{Tipologie di file locking.}
1950 \label{tab:file_file_lock}
1953 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1954 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1955 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1956 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1957 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1958 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1960 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1961 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1962 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1963 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1964 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1965 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1966 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1967 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
1968 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
1969 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
1970 menzionate, nel successo della richiesta.
1972 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
1973 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
1974 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
1975 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
1976 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
1980 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1981 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1982 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1985 \subsection{La funzione \func{flock}}
1986 \label{sec:file_flock}
1988 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1989 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1990 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1991 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1993 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1995 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1996 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1998 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1999 specificato \const{LOCK\_NB}.
2004 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
2005 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
2006 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
2007 essere passato utilizzando le costanti riportate in
2008 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
2013 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2015 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2018 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
2019 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
2020 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
2021 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
2022 richiesta di un \textit{file lock}.\\
2025 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
2026 \label{tab:file_flock_operation}
2029 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
2030 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
2031 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
2032 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
2033 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
2034 usare \const{LOCK\_UN}.
2036 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
2037 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
2038 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
2039 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
2040 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
2042 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
2043 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
2044 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
2045 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
2046 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
2047 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
2048 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
2049 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
2050 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
2051 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
2052 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
2053 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
2054 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
2055 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
2056 diversi che aprono lo stesso file.
2060 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
2061 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2062 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
2063 \label{fig:file_flock_struct}
2066 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
2067 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
2068 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
2069 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
2070 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
2071 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
2072 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
2073 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
2074 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
2075 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
2076 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
2079 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
2080 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
2081 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
2082 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
2083 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
2084 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
2085 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
2086 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
2087 \func{dup} e \func{fork}.
2089 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
2090 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
2091 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
2092 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
2093 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
2094 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
2095 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
2096 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
2097 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
2098 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
2099 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
2101 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
2102 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
2103 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
2104 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
2105 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
2106 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
2107 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
2108 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
2109 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
2110 descriptor, il lock non viene rilasciato.
2112 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
2113 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
2114 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
2115 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
2116 server supportino questa funzionalità.
2119 \subsection{Il file locking POSIX}
2120 \label{sec:file_posix_lock}
2122 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
2123 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
2124 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
2125 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
2126 essa viene usata solo secondo il prototipo:
2127 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
2129 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2131 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2132 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2134 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
2135 \textit{file lock} da parte di altri processi.
2136 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2137 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
2138 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
2139 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
2140 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
2141 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
2142 \textit{deadlock}\itindex{deadlock}. Non è garantito che il sistema
2143 riconosca sempre questa situazione.
2144 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
2145 di poter acquisire un lock.
2147 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
2151 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
2152 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
2153 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
2154 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
2155 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
2156 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
2157 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
2158 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
2159 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
2162 \begin{figure}[!bht]
2163 \footnotesize \centering
2164 \begin{minipage}[c]{15cm}
2165 \includestruct{listati/flock.h}
2168 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
2170 \label{fig:struct_flock}
2174 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
2175 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
2176 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
2177 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
2178 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
2179 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
2180 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
2181 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
2183 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
2184 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
2185 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
2186 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
2187 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
2188 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
2189 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
2194 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2196 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2199 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
2200 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
2201 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
2204 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
2205 \label{tab:file_flock_type}
2208 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
2209 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
2210 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
2211 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
2212 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
2213 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
2214 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
2216 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
2217 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
2218 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
2219 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
2220 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2221 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
2222 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
2223 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
2224 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
2225 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
2226 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
2227 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
2228 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
2229 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
2230 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
2232 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
2233 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
2234 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
2235 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
2236 con un errore di \errcode{EINTR}.
2239 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
2240 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
2241 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
2242 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
2243 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
2244 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
2245 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
2246 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
2247 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
2248 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
2250 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
2251 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
2252 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
2253 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
2254 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
2255 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
2256 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
2257 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
2258 stato effettivamente acquisito.
2261 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
2262 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.}
2263 \label{fig:file_flock_dead}
2266 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
2267 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
2268 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
2269 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
2270 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
2271 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
2272 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
2273 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
2274 porta ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}, dato che a quel punto anche
2275 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
2276 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
2277 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
2278 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
2280 \begin{figure}[!bht]
2281 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
2282 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2283 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
2284 \label{fig:file_posix_lock}
2288 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
2289 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
2290 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
2291 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
2292 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
2293 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
2294 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
2295 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
2296 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
2297 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
2298 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
2299 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
2300 usato.} il lock è sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in
2301 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2302 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
2303 \acr{pid} del processo.
2305 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2306 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
2307 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
2308 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
2309 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
2310 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
2311 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
2312 ed aggiunto alla lista.
2314 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2315 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2316 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2317 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2318 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2319 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2320 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2321 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2322 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2324 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2325 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2326 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2327 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2328 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2329 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2330 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2331 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2332 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2334 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2335 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
2336 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2337 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2338 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2339 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2340 avranno sempre successo.
2342 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2343 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2344 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2345 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2346 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2347 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2348 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2349 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2350 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2351 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2352 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2353 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2354 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2355 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2356 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2357 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2358 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2359 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2361 \begin{figure}[!htb]
2362 \footnotesize \centering
2363 \begin{minipage}[c]{15cm}
2364 \includecodesample{listati/Flock.c}
2367 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2368 \label{fig:file_flock_code}
2371 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2372 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2373 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2374 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2375 allegato nella directory dei sorgenti).
2377 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2378 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2379 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2380 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2381 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2382 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2383 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2384 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2385 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2386 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2387 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2388 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2390 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2391 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2392 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2393 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2394 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2395 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2396 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2397 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2400 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2401 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2402 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2403 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2404 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2405 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2406 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2407 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2408 esegue (\texttt{\small 41}).
2410 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2411 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2412 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2413 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2414 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2415 lock vengono rilasciati.
2417 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2418 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2419 all'interno di un terminale il seguente comando:
2422 \begin{minipage}[c]{12cm}
2424 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2427 \end{minipage}\vspace{1mm}
2429 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2430 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2431 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2432 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2433 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
2434 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
2437 \begin{minipage}[c]{12cm}
2439 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
2440 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2442 \end{minipage}\vspace{1mm}
2444 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
2445 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
2446 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
2447 file con il comando:
2450 \begin{minipage}[c]{12cm}
2452 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2453 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2455 \end{minipage}\vspace{1mm}
2457 se invece blocchiamo una regione con:
2460 \begin{minipage}[c]{12cm}
2462 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
2465 \end{minipage}\vspace{1mm}
2467 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
2468 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
2469 sovrappongono avremo che:
2472 \begin{minipage}[c]{12cm}
2474 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
2475 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2477 \end{minipage}\vspace{1mm}
2479 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
2483 \begin{minipage}[c]{12cm}
2485 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
2488 \end{minipage}\vspace{1mm}
2490 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
2491 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
2494 \begin{minipage}[c]{12cm}
2496 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
2497 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2499 \end{minipage}\vspace{1mm}
2501 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2503 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2504 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2505 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2509 \begin{minipage}[c]{12cm}
2511 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2513 \end{minipage}\vspace{1mm}
2515 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2516 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2520 \begin{minipage}[c]{12cm}
2522 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2524 \end{minipage}\vspace{1mm}
2526 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2527 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2528 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2529 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2532 \begin{minipage}[c]{12cm}
2534 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2537 \end{minipage}\vspace{3mm}
2540 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2541 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2542 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2543 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2546 \begin{minipage}[c]{12cm}
2548 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2551 \end{minipage}\vspace{1mm}
2553 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2554 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2555 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2556 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2560 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2561 \label{sec:file_lockf}
2563 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2564 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2565 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2566 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2567 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2568 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2570 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2572 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2573 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2575 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2576 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2577 file è mappato in memoria.
2578 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2579 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2581 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2585 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2586 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2587 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2592 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2594 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2597 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2598 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2599 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2600 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2601 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2602 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2603 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2604 con un OR aritmetico dei valori.\\
2607 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2608 \label{tab:file_lockf_type}
2611 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2612 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2613 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2614 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2615 affatto equivalente a \func{flock}).
2619 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2620 \label{sec:file_mand_locking}
2622 \itindbeg{mandatory~locking|(}
2624 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2625 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2626 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2627 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2628 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2629 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2631 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2632 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
2633 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
2634 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
2635 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
2636 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
2637 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
2638 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
2639 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
2640 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2641 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2642 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
2643 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
2644 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
2647 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2648 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
2649 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
2650 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
2651 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
2652 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
2653 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
2654 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
2655 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
2656 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
2657 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
2658 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
2661 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2662 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2663 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2664 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2666 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2667 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2668 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2669 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2670 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2673 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2674 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2675 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2676 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2678 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2679 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2680 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2681 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2684 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2685 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2686 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2687 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2688 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2689 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2690 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2691 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2692 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2694 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2695 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2696 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2697 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2698 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2699 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2700 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2701 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2702 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2703 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2704 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2705 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2706 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2707 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2708 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2709 possibilità di modificare il file.
2710 \index{file!locking|)}
2711 \itindend{mandatory~locking|(}
2716 %%% Local Variables:
2718 %%% TeX-master: "gapil"
2721 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
2722 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
2723 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
2724 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
2725 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
2726 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
2727 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
2728 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
2729 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
2730 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
2731 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
2732 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
2733 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
2734 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
2735 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
2736 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
2737 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
2738 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
2739 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
2740 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
2741 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
2742 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
2743 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
2744 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
2745 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
2746 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
2747 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
2748 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
2749 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
2750 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
2751 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
2752 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
2753 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
2754 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
2755 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile