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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, che non sono state trattate in \capref{cha:file_unix_interface},
16 dove ci si è limitati ad una panoramica delle funzioni base. In particolare
17 tratteremo delle funzioni di input/output avanzato e del \textit{file
21 \section{Le funzioni di I/O avanzato}
22 \label{sec:file_advanced_io}
24 In questa sezione esamineremo le funzioni che permettono una gestione più
25 sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle che permettono di gestire
26 l'accesso contemporaneo a più file, per concludere con la gestione dell'I/O
30 \subsection{La modalità di I/O \textsl{non-bloccante}}
31 \label{sec:file_noblocking}
33 Abbiamo visto in \secref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
34 \textit{fast} e \textit{slow} system call, che in certi casi le funzioni di
35 I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si ricordi però che questo può
36 accadere solo per le pipe, i socket\index{socket} ed alcuni file di
37 dispositivo\index{file!di dispositivo}; sui file normali le funzioni di
38 lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni di
39 lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul descrittore
40 su cui si sta operando.
42 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
43 affrontare nelle operazioni di I/O, che è quello che si verifica quando si
44 devono eseguire operazioni che possono bloccarsi su più file descriptor:
45 mentre si è bloccati su uno di essi su di un'altro potrebbero essere presenti
46 dei dati; così che nel migliore dei casi si avrebbe una lettura ritardata
47 inutilmente, e nel peggiore si potrebbe addirittura arrivare ad un
48 \textit{deadlock}\index{deadlock}.
50 Abbiamo già accennato in \secref{sec:file_open} che è possibile prevenire
51 questo tipo di comportamento aprendo un file in modalità
52 \textsl{non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK} nella
53 chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output che
54 altrimenti si sarebbero bloccate ritornano immediatamente, restituendo
55 l'errore \errcode{EAGAIN}.
57 L'utilizzo di questa modalità di I/O permette di risolvere il problema
58 controllando a turno i vari file descriptor, in un ciclo in cui si ripete
59 l'accesso fintanto che esso non viene garantito. Ovviamente questa tecnica,
60 detta \textit{polling}\index{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene
61 costantemente impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle system
62 call che nella gran parte dei casi falliranno. Per evitare questo, come
63 vedremo in \secref{sec:file_multiplexing}, è stata introdotta una nuova
64 interfaccia di programmazione, che comporta comunque l'uso della modalità di
69 \subsection{L'I/O multiplexing}
70 \label{sec:file_multiplexing}
72 Per superare il problema di dover usare il \textit{polling}\index{polling} per
73 controllare la possibilità di effettuare operazioni su un file aperto in
74 modalità non bloccante, sia BSD che System V hanno introdotto delle nuove
75 funzioni in grado di sospendere l'esecuzione di un processo in attesa che
76 l'accesso diventi possibile. Il primo ad introdurre questa modalità di
77 operazione, chiamata usualmente \textit{I/O multiplexing}, è stato
78 BSD,\footnote{la funzione è apparsa in BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è
79 stata portata su tutti i sistemi che supportano i
80 \textit{socket}\index{socket}, compreso le varianti di System V.} con la
81 funzione \funcd{select}, il cui prototipo è:
84 \headdecl{sys/types.h}
86 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
87 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
89 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
92 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
93 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
94 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
96 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
98 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
99 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo.
101 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
105 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
106 \tabref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
107 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
108 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
111 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
112 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
113 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
114 file descriptor, (in maniera analoga a come un \textit{signal set}, vedi
115 \secref{sec:sig_sigset}, identifica un insieme di segnali). Per la
116 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
117 opportune macro di preprocessore:
119 \headdecl{sys/time.h}
120 \headdecl{sys/types.h}
122 \funcdecl{FD\_ZERO(fd\_set *set)}
123 Inizializza l'insieme (vuoto).
125 \funcdecl{FD\_SET(int fd, fd\_set *set)}
126 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
128 \funcdecl{FD\_CLR(int fd, fd\_set *set)}
129 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
131 \funcdecl{FD\_ISSET(int fd, fd\_set *set)}
132 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
135 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
136 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
137 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
138 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma
139 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
140 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
143 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
144 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
145 effettuare una lettura, il secondo, \param{writefds}, per verificare la
146 possibilità effettuare una scrittura ed il terzo, \param{exceptfds}, per
147 verificare l'esistenza di condizioni eccezionali (come i messaggi urgenti su
148 un \textit{socket}\index{socket}, vedi \secref{sec:xxx_urgent}).
150 La funzione inoltre richiede anche di specificare, tramite l'argomento
151 \param{n}, un valore massimo del numero dei file descriptor usati
152 nell'insieme; si può usare il già citato \const{FD\_SETSIZE}, oppure il numero
153 più alto dei file descriptor usati nei tre insiemi, aumentato di uno.
155 Infine l'argomento \param{timeout}, specifica un tempo massimo di
156 attesa\footnote{il tempo è valutato come \textit{elapsed time}.} prima che la
157 funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende
158 indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura
159 \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
160 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
162 La funzione restituisce il totale dei file descriptor pronti nei tre insiemi,
163 il valore zero indica sempre che si è raggiunto un timeout. Ciascuno dei tre
164 insiemi viene sovrascritto per indicare quale file descriptor è pronto per le
165 operazioni ad esso relative, in modo da poterlo controllare con la macro
166 \const{FD\_ISSET}. In caso di errore la funzione restituisce -1 e gli insiemi
169 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
170 impostandolo al tempo restante; questo è utile quando la funzione viene
171 interrotta da un segnale, in tal caso infatti si ha un errore di
172 \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in questo modo non è
173 necessario ricalcolare tutte le volte il tempo rimanente.\footnote{questo può
174 causare problemi di portabilità sia quando si trasporta codice scritto su
175 Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi scritti per
176 altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e ricalcolano
177 \param{timeout} tutte le volte. In genere la caratteristica è disponibile
178 nei sistemi che derivano da System V e non disponibile per quelli che
181 Come accennato l'interfaccia di \func{select} è una estensione di BSD; anche
182 System V ha introdotto una sua interfaccia per gestire l'\textit{I/O
183 multiplexing}, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
184 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
185 call a partire dal kernel 2.1.23 e dalle \acr{libc} 5.4.28.} il cui
187 \begin{prototype}{sys/poll.h}
188 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
190 La funzione attente un cambiamento di stato per uno dei file descriptor
191 specificati da \param{ufds}.
193 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività in
194 caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout; in caso di errore viene
195 restituito -1 ed \var{errno} assumerà uno dei valori:
197 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
199 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
201 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
204 La funzione tiene sotto controllo un numero \param{ndfs} di file descriptor
205 specificati attraverso un vettore di puntatori a strutture \struct{pollfd}, la
206 cui definizione è riportata in \figref{fig:file_pollfd}. Come \func{select}
207 anche \func{poll} permette di interrompere l'attesa dopo un certo tempo, che
208 va specificato attraverso \param{timeout} in numero di millisecondi (un valore
209 negativo indica un'attesa indefinita).
212 \footnotesize \centering
213 \begin{minipage}[c]{15cm}
214 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
216 int fd; /* file descriptor */
217 short events; /* requested events */
218 short revents; /* returned events */
223 \caption{La struttura \struct{pollfd}, utilizzata per specificare le modalità
224 di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
225 \label{fig:file_pollfd}
228 Per ciascun file da controllare deve essere opportunamente predisposta una
229 struttura \struct{pollfd}; nel campo \var{fd} deve essere specificato il file
230 descriptor, mentre nel campo \var{events} il tipo di evento su cui si vuole
231 attendere; quest'ultimo deve essere specificato come maschera binaria dei
232 primi tre valori riportati in \tabref{tab:file_pollfd_flags} (gli altri
233 vengono utilizzati solo per \var{revents} come valori in uscita).
238 \begin{tabular}[c]{|l|c|l|}
240 \textbf{Flag} & \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
243 \const{POLLIN} & 0x001 & È possibile la lettura immediata.\\
244 \const{POLLPRI} & 0x002 & Sono presenti dati urgenti.\\
245 \const{POLLOUT} & 0x004 & È possibile la scrittura immediata.\\
247 \const{POLLERR} & 0x008 & C'è una condizione di errore.\\
248 \const{POLLHUP} & 0x010 & Si è verificato un hung-up.\\
249 \const{POLLNVAL} & 0x020 & Il file descriptor non è aperto.\\
251 \const{POLLRDNORM}& 0x040 & Sono disponibili in lettura dati normali.\\
252 \const{POLLRDBAND}& 0x080 & Sono disponibili in lettura dati ad alta
254 \const{POLLWRNORM}& 0x100 & È possibile la scrittura di dati normali. \\
255 \const{POLLWRBAND}& 0x200 & È possibile la scrittura di dati ad
257 \const{POLLMSG} & 0x400 & Estensione propria di Linux.\\
260 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
261 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
262 \label{tab:file_pollfd_flags}
265 La funzione ritorna, restituendo il numero di file per i quali si è verificata
266 una delle condizioni di attesa richieste od un errore. Lo stato dei file
267 all'uscita della funzione viene restituito nel campo \var{revents} della
268 relativa struttura \struct{pollfd}, che viene impostato alla maschera binaria
269 dei valori riportati in \tabref{tab:file_pollfd_flags}, ed oltre alle tre
270 condizioni specificate tramite \var{events} può riportare anche l'occorrere di
271 una condizione di errore.
273 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
274 multiplexing}, che è stata introdotto con le ultime revisioni dello standard
275 (POSIX 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). Esso prevede che tutte le funzioni
276 ad esso relative vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che
277 sostituisce i precedenti, ed aggiunge a \func{select} una nuova funzione
278 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
279 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
280 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
281 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
282 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
283 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
284 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
285 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
286 \begin{prototype}{sys/select.h}
287 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
288 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
290 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
293 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
294 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
295 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
297 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
299 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
300 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo.
302 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
305 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
306 struttura \struct{timespec} per indicare con maggiore precisione il timeout e
307 non ne aggiorna il valore in caso di interruzione, inoltre prende un argomento
308 aggiuntivo \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si
309 veda \secref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da
310 questa immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno
313 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
314 race condition\footnote{in Linux però, non esistendo una system call apposita,
315 la funzione è implementata nelle \acr{glibc} usando \func{select}, e la
316 possibilità di una race condition resta.} quando si deve eseguire un test su
317 una variabile assegnata da un gestore sulla base dell'occorrenza di un
318 segnale per decidere se lanciare \func{select}. Fra il test e l'esecuzione è
319 presente una finestra in cui potrebbe arrivare il segnale che non sarebbe
320 rilevato; la race condition diventa superabile disabilitando il segnale prima
321 del test e riabilitandolo poi grazie all'uso di \param{sigmask}.
325 \subsection{L'I/O asincrono}
326 \label{sec:file_asyncronous_io}
328 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} è quella di
329 fare ricorso al cosiddetto \textsl{I/O asincrono}. Il concetto base
330 dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni di I/O non attendono il
331 completamento delle operazioni prima di ritornare, così che il processo non
332 viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio possibile effettuare una
333 richiesta preventiva di dati, in modo da poter effettuare in contemporanea le
334 operazioni di calcolo e quelle di I/O.
336 Abbiamo accennato in \secref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
337 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
338 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
339 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
340 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
341 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
342 \secref{sec:file_fcntl}).
344 In realtà in questo caso non si tratta di I/O asincrono vero e proprio, quanto
345 di un meccanismo asincrono di notifica delle variazione dello stato del file
346 descriptor; quello che succede è che il sistema genera un segnale (normalmente
347 \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri) tutte le volte che diventa
348 possibile leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa
349 modalità. Si può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di
350 \func{fcntl}, quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale.
352 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
353 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
354 hanno buone prestazioni. In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
355 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
356 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
357 percentuale) sono diventati attivi.
359 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
360 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando sono
361 più di uno, qual'è il file descriptor responsabile dell'emissione del segnale.
362 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali che permettono di
363 superare il problema facendo ricorso alle informazioni aggiuntive restituite
364 attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa
365 \var{sa\_sigaction} del gestore (si riveda quanto illustrato in
366 \secref{sec:sig_sigaction}).
368 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
369 (vedi \secref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
370 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
371 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
372 gestore tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
373 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
374 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
375 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
376 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
377 descriptor che ha generato il segnale.
379 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo dotati di
380 una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo file descriptor;
381 inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella risposta a seconda del
382 segnale usato. In questo modo si può identificare immediatamente un file su
383 cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di funzioni
384 come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura la coda;
385 si eccedono le dimensioni di quest'ultima; in tal caso infatti il kernel, non
386 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
387 invierà al suo posto un \const{SIGIO}, su cui si accumuleranno tutti i segnali
388 in eccesso, e si dovrà determinare al solito modo quali sono i file diventati
391 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
392 varie occasioni (in particolar modo con i socket\index{socket} e gli altri
393 file per i quali le funzioni di I/O sono system call lente), essa è comunque
394 limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
395 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
396 standard POSIX.1b definisce anche una interfaccia apposita per l'I/O
397 asincrono, che prevede un insieme di funzioni dedicate, completamente separate
398 rispetto a quelle usate normalmente.
400 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
401 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
402 di thread. Al momento\footnote{fino ai kernel della serie 2.4.x, nella serie
403 2.5.x è però iniziato un lavoro completo di riscrittura di tutto il sistema
404 di I/O, che prevede anche l'introduzione di un nuovo layer per l'I/O
405 asincrono (effettuato a partire dal 2.5.32).} esiste una sola versione
406 stabile di questa interfaccia, quella delle \acr{glibc}, che è realizzata
407 completamente in user space. Esistono comunque vari progetti sperimentali
408 (come il KAIO della SGI, o i patch di Benjamin La Haise) che prevedono un
409 supporto diretto da parte del kernel.
411 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
412 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
413 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
414 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
415 \file{aio.h}, è riportata in \figref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
416 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
417 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
420 \footnotesize \centering
421 \begin{minipage}[c]{15cm}
422 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
425 int aio_fildes; /* File descriptor. */
426 off_t aio_offset; /* File offset */
427 int aio_lio_opcode; /* Operation to be performed. */
428 int aio_reqprio; /* Request priority offset. */
429 volatile void *aio_buf; /* Location of buffer. */
430 size_t aio_nbytes; /* Length of transfer. */
431 struct sigevent aio_sigevent; /* Signal number and value. */
436 \caption{La struttura \struct{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
438 \label{fig:file_aiocb}
441 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
442 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek},
443 pertanto terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
444 contemporanee effettuabili su un singolo file.
446 Ogni operazione deve inizializzare opportunamente un \textit{control block}.
447 Il file descriptor su cui operare deve essere specificato tramite il campo
448 \var{aio\_fildes}; dato che più operazioni possono essere eseguita in maniera
449 asincrona, il concetto di posizione corrente sul file viene a mancare;
450 pertanto si deve sempre specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione
451 sul file da cui i dati saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve
452 essere specificato l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in
453 \var{aio\_nbytes} la lunghezza del blocco di dati da trasferire.
455 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
456 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
457 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
458 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
459 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
460 partire da quella del processo chiamante (vedi \secref{sec:proc_priority}),
461 cui viene sottratto il valore di questo campo.
463 Il campo \var{aio\_lio\_opcode} è usato soltanto dalla funzione
464 \func{lio\_listio}, che, come vedremo più avanti, permette di eseguire con una
465 sola chiamata una serie di operazioni, usando un vettore di \textit{control
466 block}. Tramite questo campo si specifica quale è la natura di ciascuna di
470 \footnotesize \centering
471 \begin{minipage}[c]{15cm}
472 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
475 sigval_t sigev_value;
478 sigev_notify_function;
479 sigev_notify_attributes;
484 \caption{La struttura \struct{sigevent}, usata per specificare le modalità di
485 notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
486 \label{fig:file_sigevent}
489 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
490 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
491 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
492 riportata in \secref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è quello
493 che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
494 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
495 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
496 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
497 chiamante il segnale specificato nel campo \var{sigev\_signo}, se il
498 gestore è installato con \const{SA\_SIGINFO}, il gli verrà restituito
499 il valore di \var{sigev\_value} in come valore del campo \var{si\_value} per
501 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
502 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function},
503 con gli attributi specificati da \var{sigev\_notify\_attribute}.
506 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
507 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
508 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
509 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
513 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
514 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
516 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
517 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
520 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
521 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
523 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
524 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
525 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
526 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
527 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
532 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
533 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
534 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
535 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
536 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
537 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
538 \secref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
539 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
541 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
542 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
543 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
544 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
545 richiesta. Questo comporta che occorre evitare di usare per \param{aiocbp}
546 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
547 un ulteriore operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
548 generale per ogni operazione di I/O asincrono si deve utilizzare una diversa
549 struttura \struct{aiocb}.
551 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
552 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
553 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
554 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
555 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
556 errore; il suo prototipo è:
557 \begin{prototype}{aio.h}
558 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
560 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
563 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
564 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
568 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
569 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
570 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
571 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
572 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
573 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
574 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
575 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
578 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
579 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito \errcode{EINPROGRESS},
580 si potrà usare la seconda funzione dell'interfaccia, \funcd{aio\_return}, che
581 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
583 \begin{prototype}{aio.h}
584 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
586 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
589 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
593 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
594 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
595 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
596 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
597 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
599 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
600 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
601 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
602 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
603 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
606 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
607 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O, essa è
608 compiuta dalla funzione \func{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
609 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
611 \begin{prototype}{aio.h}
612 {ssize\_t aio\_return(int op, struct aiocb *aiocbp)}
614 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
616 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
617 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
618 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
621 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
622 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
623 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
624 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
625 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
626 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
627 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
628 \secref{sec:file_sync}).
630 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
631 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
632 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
633 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
634 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
636 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
637 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
638 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
639 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
641 \begin{prototype}{aio.h}
642 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
644 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
647 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
648 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
649 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
653 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
654 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
655 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
656 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
657 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
658 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
659 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
661 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
662 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
663 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
664 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
665 cancellazione sono state già completate,
667 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
670 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
671 corso e non sono state cancellate.
674 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
675 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
676 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
677 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
678 del loro avvenuto completamento.
680 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
681 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
682 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
683 specifica operazione; il suo prototipo è:
684 \begin{prototype}{aio.h}
685 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
688 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
689 operazioni specificate da \param{list}.
691 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
692 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
695 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
697 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
698 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
703 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
704 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
705 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
706 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
707 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
708 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
709 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
710 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
711 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
713 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
714 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
715 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
716 \begin{prototype}{aio.h}
717 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
720 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
721 secondo la modalità \param{mode}.
723 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
724 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
726 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
728 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
729 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
734 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
735 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
736 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
737 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
738 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
739 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
740 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
741 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
742 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
744 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
745 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
746 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
749 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
750 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
751 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
752 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
753 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
754 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
755 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
760 \subsection{I/O vettorizzato}
761 \label{sec:file_multiple_io}
763 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
764 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
765 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
766 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
767 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
768 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
771 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
772 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
773 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
774 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
775 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
776 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
777 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
782 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
783 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
786 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
787 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
788 specificati da \param{vector}.
790 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
791 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
792 assumerà uno dei valori:
794 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
795 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
796 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
797 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
798 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
799 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
800 non ci sono dati in lettura.
801 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
803 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
804 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
805 \func{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
806 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
809 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
810 \figref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
811 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
812 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
815 \footnotesize \centering
816 \begin{minipage}[c]{15cm}
817 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
819 __ptr_t iov_base; /* Starting address */
820 size_t iov_len; /* Length in bytes */
825 \caption{La struttura \struct{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
827 \label{fig:file_iovec}
830 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
831 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
832 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
833 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
834 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
835 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
838 \subsection{File mappati in memoria}
839 \label{sec:file_memory_map}
841 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
842 rispetto a quella classica vista in \capref{cha:file_unix_interface}, è il
843 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
844 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
845 \secref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
846 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo. Il meccanismo è
847 illustrato in \figref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del file viene
848 riportata direttamente nello spazio degli indirizzi del programma. Tutte le
849 operazioni su questa zona verranno riportate indietro sul file dal meccanismo
850 della memoria virtuale che trasferirà il contenuto di quel segmento sul file
851 invece che nella swap, per cui si può parlare tanto di file mappato in
852 memoria, quanto di memoria mappata su file.
856 \includegraphics[width=9.5cm]{img/mmap_layout}
857 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
858 mappatura in memoria di un file.}
859 \label{fig:file_mmap_layout}
862 Tutto questo comporta una notevole semplificazione delle operazioni di I/O, in
863 quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer intermedi su cui
864 appoggiare i dati da traferire, ma questi potranno essere acceduti
865 direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa interfaccia è
866 più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette di caricare in
867 memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad un dato
870 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
871 virtuale, la sezione di memoria mappata su cui si opera sarà a sua volta letta
872 o scritta sul file una pagina alla volta e solo per le parti effettivamente
873 usate, il tutto in maniera completamente trasparente al processo; l'accesso
874 alle pagine non ancora caricate avverrà allo stesso modo con cui vengono
875 caricate in memoria le pagine che sono state salvate sullo swap.
877 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un
878 file vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi
879 vengono scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni
880 il cui solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
881 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
883 L'interfaccia prevede varie funzioni per la gestione del \textit{memory mapped
884 I/O}, la prima di queste è \funcd{mmap}, che serve ad eseguire la mappatura
885 in memoria di un file; il suo prototipo è:
889 \headdecl{sys/mman.h}
891 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
894 Esegue la mappatura in memoria del file \param{fd}.
896 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
897 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
898 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
900 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
901 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
902 \item[\errcode{EACCES}] Il file descriptor non si riferisce ad un file
903 regolare, o si è richiesto \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è
904 aperto in lettura, o si è richiesto \const{MAP\_SHARED} e impostato
905 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o
906 si è impostato \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in
907 \textit{append-only}.
908 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
909 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
910 dimensione delle pagine).
911 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
912 \param{fd} è aperto in scrittura.
913 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria.
914 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
915 numero di mappature possibili.
916 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
922 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
923 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
924 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
925 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
931 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
933 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
936 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
937 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
938 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
939 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
942 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
943 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
944 \label{tab:file_mmap_prot}
948 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
949 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
950 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
951 questi segmenti il kernel mantiene nella \textit{page table} la mappatura
952 sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura,
953 esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella che si chiama una
954 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
955 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
956 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
957 riportati in \tabref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
958 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
960 L'argomento \param{flags} specifica infine qual'è il tipo di oggetto mappato,
961 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
962 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
963 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
964 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
965 \tabref{tab:file_mmap_flag}.
970 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
972 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
975 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
976 da \param{start}, se questo non può essere usato
977 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
978 valore di \param{start} deve essere allineato
979 alle dimensioni di una pagina. \\
980 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
981 riportati sul file e saranno immediatamente
982 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
983 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
984 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
985 \func{unmap}), e solo allora le modifiche saranno
986 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
987 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
988 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
989 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
990 privata cui solo il processo chiamante ha
991 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
993 \textit{copy on write}\index{copy on write} e
994 salvate su swap in caso di necessità. Non è
995 specificato se i cambiamenti sul file originale
996 vengano riportati sulla regione
997 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
998 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
999 \textit{DoS}\index{DoS} (veniva usato per
1000 segnalare che tentativi di scrittura sul file
1001 dovevano fallire con \errcode{ETXTBSY}).\\
1002 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1003 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1004 delle pagine di swap ad uso del meccanismo di
1005 \textit{copy on write}\index{copy on write}
1007 modifiche fatte alla regione mappata, in
1008 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1009 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1010 un \const{SIGSEGV}. \\
1011 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1013 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli stack. Indica
1014 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1015 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1016 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1017 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1018 ignorati.\footnotemark\\
1019 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1020 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, deprecato.\\
1023 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1024 \label{tab:file_mmap_flag}
1027 \footnotetext{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1029 \footnotetext{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1030 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1032 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1033 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1034 tutto quanto è comunque basato sul basato sul meccanismo della memoria
1035 virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più ovvia è che
1036 se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si avrà
1037 l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}), dato che
1038 i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo tipo di
1041 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1042 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1043 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1044 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1045 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1046 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1047 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1048 effettive del file o della sezione che si vuole mappare. Il caso più comune è
1049 quello illustrato in \figref{fig:file_mmap_boundary}, in cui la sezione di
1050 file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso verrà il file sarà
1051 mappato su un segmento di memoria che si estende fino al bordo della pagina
1056 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_boundary}
1057 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1058 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1059 \label{fig:file_mmap_boundary}
1063 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1064 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1065 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1066 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1067 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1070 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1071 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1072 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1073 quella della mappatura in memoria.
1077 \includegraphics[width=13cm]{img/mmap_exceed}
1078 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1079 alla lunghezza richiesta.}
1080 \label{fig:file_mmap_exceed}
1083 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1084 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1085 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1086 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1087 \const{SIGBUS}, come illustrato in \figref{fig:file_mmap_exceed}.
1089 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1090 in \figref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1091 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1092 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1093 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1094 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1095 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1096 \secref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi di
1097 dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1098 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1100 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1101 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1102 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1103 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1104 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1105 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1106 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1107 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1110 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1111 esso associati (di cui si è trattato in \secref{sec:file_file_times}). Il
1112 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1113 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1114 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1115 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1116 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1117 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1118 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1120 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1121 direttamente dalla memoria virtuale, occorre essere consapevoli delle
1122 interazioni che possono esserci con operazioni effettuate con l'interfaccia
1123 standard dei file di \capref{cha:file_unix_interface}. Il problema è che una
1124 volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura saranno
1125 eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal sistema
1126 della memoria virtuale.
1128 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1129 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1130 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1131 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1132 del contenuto della memoria mappata su cui è mappato.
1134 Per quanto appena visto, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file
1135 attraverso l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece
1136 possibile usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria,
1137 purché si abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in
1138 memoria mette a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il
1139 contenuto della memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1142 \headdecl{sys/mman.h}
1144 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1146 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1148 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1149 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1151 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di \const{PAGESIZE},
1152 o si è specificato un valore non valido per \param{flags}.
1153 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1154 precedentemente mappata.
1159 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1160 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1161 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1162 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1163 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1164 del file aggiornato.
1169 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1171 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1174 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1175 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1176 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1180 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1181 \label{tab:file_mmap_rsync}
1184 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1185 dei valori riportati in \tabref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1186 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1187 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1188 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1189 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1190 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1191 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1192 aggiornate ai nuovi valori.
1194 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1195 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1198 \headdecl{sys/mman.h}
1200 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1202 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1204 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1205 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1207 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1208 precedentemente mappata.
1213 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato attraverso
1214 \param{start} e \param{length}, ed ogni successivo accesso a tale regione
1215 causerà un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1216 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria, e la mappatura di tutte le
1217 pagine contenute (anche parzialmente) nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1218 Indicare un intervallo che non contiene pagine mappate non è un errore.
1220 Alla conclusione del processo, ogni pagina mappata verrà automaticamente
1221 rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per effettuare la
1222 mappatura in memoria non ha alcun effetto sulla stessa.
1225 \section{Il file locking}
1226 \label{sec:file_locking}
1228 \index{file!locking|(}
1229 In \secref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1230 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1231 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1232 in \textit{append mode}, quando più processi scrivono contemporaneamente sullo
1233 stesso file non è possibile determinare la sequenza in cui essi opereranno.
1235 Questo causa la possibilità di race condition\index{race condition}; in
1236 generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra un processo che
1237 scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono leggere informazioni
1238 scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella in cui diversi
1239 processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro output sul
1242 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1243 evitare le race condition, attraverso una serie di funzioni che permettono di
1244 bloccare l'accesso al file da parte di altri processi, così da evitare le
1245 sovrapposizioni, e garantire la atomicità delle operazioni di scrittura.
1249 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1250 \label{sec:file_record_locking}
1252 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1253 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1254 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1255 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1256 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discretionary file
1257 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1258 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1259 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1260 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1261 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1262 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1263 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1264 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1265 che le funzioni \func{read} o \func{write} non risentono affatto della
1266 presenza di un eventuale \textit{lock}, e che sta ai vari processi controllare
1267 esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi, implementando
1268 un opportuno protocollo.
1270 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1271 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1272 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1273 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1274 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1275 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1276 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1277 file affinché non venga modificato mentre lo si legge. Si parla appunto di
1278 \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono richiedere
1279 contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per proteggere il loro
1282 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1283 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1284 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1285 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1286 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1287 proteggere il suo accesso in scrittura.
1292 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1294 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1296 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1299 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1300 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1303 \caption{Tipologie di file locking.}
1304 \label{tab:file_file_lock}
1307 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1308 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1309 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1310 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1311 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1312 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1314 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1315 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1316 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1317 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1318 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1319 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1320 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1321 delle varie possibilità è riassunta in \tabref{tab:file_file_lock}.
1323 Si tenga presente infine che il controllo di accesso è effettuato quando si
1324 apre un file, l'unico controllo residuo è che il tipo di lock che si vuole
1325 ottenere deve essere compatibile con le modalità di apertura dello stesso (di
1326 lettura per un read lock e di scrittura per un write lock).
1329 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1330 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1331 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1334 \subsection{La funzione \func{flock}}
1335 \label{sec:file_flock}
1337 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1338 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1339 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1340 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1342 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1344 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1345 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1347 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1348 specificato \const{LOCK\_NB}.
1353 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
1354 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
1355 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
1356 essere passato utilizzando le costanti riportate in
1357 \tabref{tab:file_flock_operation}.
1362 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1364 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1367 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
1368 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
1369 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
1370 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
1371 richiesta di un \textit{file lock}.\\
1374 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
1375 \label{tab:file_flock_operation}
1378 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
1379 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
1380 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
1381 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
1382 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
1383 usare \const{LOCK\_UN}.
1385 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
1386 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
1387 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
1388 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
1389 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
1391 In \figref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
1392 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
1393 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
1394 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
1395 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
1396 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
1397 accennato in \figref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
1398 mantenuti un una \textit{linked list}\index{linked list} di strutture
1399 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
1400 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
1401 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
1402 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
1403 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
1404 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
1405 diversi che aprono lo stesso file.
1409 \includegraphics[width=12.5cm]{img/file_flock}
1410 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1411 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
1412 \label{fig:file_flock_struct}
1415 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
1416 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
1417 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
1418 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
1419 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
1420 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
1421 kernel secondo lo schema di \figref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni
1422 nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel
1423 campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i
1424 lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
1425 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
1427 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
1428 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
1429 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
1430 nel lock. Allora se ricordiamo quanto visto in \secref{sec:file_dup} e
1431 \secref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
1432 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
1433 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
1434 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
1436 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
1437 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
1438 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
1439 non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
1440 attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
1441 si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
1442 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
1443 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
1444 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
1445 \func{fork}, anche su processi diversi.
1447 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
1448 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
1449 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
1450 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
1451 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
1452 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
1453 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
1454 sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
1455 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
1457 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
1458 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
1459 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
1460 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
1461 server supportino questa funzionalità.
1464 \subsection{Il file locking POSIX}
1465 \label{sec:file_posix_lock}
1467 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
1468 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
1469 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
1470 \secref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
1471 essa viene usata solo secondo il prototipo:
1472 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
1474 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1476 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1477 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1479 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
1480 \textit{file lock} da parte di altri processi.
1481 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
1482 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
1483 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
1484 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
1485 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
1486 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
1487 \textit{deadlock}\index{deadlock}. Non è garantito che il sistema
1488 riconosca sempre questa situazione.
1489 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
1490 di poter acquisire un lock.
1492 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
1496 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
1497 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
1498 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
1499 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
1500 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
1501 (la cui definizione è riportata in \figref{fig:struct_flock}) nella quale
1502 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
1503 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
1504 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
1507 \begin{figure}[!bht]
1508 \footnotesize \centering
1509 \begin{minipage}[c]{15cm}
1510 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
1512 short int l_type; /* Type of lock: F_RDLCK, F_WRLCK, or F_UNLCK. */
1513 short int l_whence; /* Where `l_start' is relative to (like `lseek'). */
1514 off_t l_start; /* Offset where the lock begins. */
1515 off_t l_len; /* Size of the locked area; zero means until EOF. */
1516 pid_t l_pid; /* Process holding the lock. */
1521 \caption{La struttura \struct{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
1523 \label{fig:struct_flock}
1527 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
1528 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
1529 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
1530 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
1531 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
1532 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
1533 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
1534 relative descrizioni in \secref{sec:file_lseek}).
1536 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
1537 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
1538 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
1539 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
1540 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
1541 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
1542 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
1544 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
1545 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
1546 \tabref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente uno
1547 \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un lock
1548 precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo in
1549 caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e riporta
1550 il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
1555 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1557 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1560 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
1561 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
1562 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
1565 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
1566 \label{tab:file_flock_type}
1569 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
1570 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
1571 \param{cmd} che, come già riportato in \secref{sec:file_fcntl}, specifica
1572 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
1573 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1574 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
1575 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
1576 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
1577 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
1578 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
1579 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
1580 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
1581 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
1582 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
1583 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
1585 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
1586 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
1587 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
1588 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
1589 con un errore di \errcode{EINTR}.
1592 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
1593 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
1594 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
1595 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
1596 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
1597 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
1598 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
1599 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
1600 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
1601 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
1603 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
1604 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
1605 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
1606 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
1607 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
1608 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
1609 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
1610 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
1611 stato effettivamente acquisito.
1614 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
1615 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\index{deadlock}.}
1616 \label{fig:file_flock_dead}
1619 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
1620 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
1621 \figref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
1622 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
1623 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
1624 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
1625 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
1626 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
1627 porta ad un \textit{deadlock}\index{deadlock}, dato che a quel punto anche il
1628 processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo. Per
1629 questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo, ed
1630 impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che cerca
1631 di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
1633 \begin{figure}[!bht]
1634 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
1635 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1636 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
1637 \label{fig:file_posix_lock}
1641 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
1642 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto \secref{sec:file_flock})
1643 esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal kernel. Lo schema delle
1644 strutture utilizzate è riportato in \figref{fig:file_posix_lock}; come si vede
1645 esso è molto simile all'analogo di \figref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in
1646 questo caso nella figura si sono evidenziati solo i campi di
1647 \struct{file\_lock} significativi per la semantica POSIX, in particolare
1648 adesso ciascuna struttura contiene, oltre al \acr{pid} del processo in
1649 \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata grazie ai campi
1650 \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la stessa, solo
1651 che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
1652 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato.} il lock è
1653 sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in questo caso la titolarità
1654 non viene identificata con il riferimento ad una voce nella file table, ma con
1655 il valore del \acr{pid} del processo.
1657 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
1658 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la linked list delle strutture
1659 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
1660 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
1661 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
1662 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di lock, in caso
1663 negativo il nuovo lock viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
1665 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
1666 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
1667 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
1668 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
1669 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
1670 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
1671 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
1672 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
1673 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
1675 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
1676 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
1677 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
1678 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
1679 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
1680 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
1681 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
1682 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
1683 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
1685 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
1686 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un'altro
1687 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
1688 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
1689 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
1690 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
1691 avranno sempre successo.
1693 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
1694 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
1695 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
1696 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
1697 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
1698 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
1699 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
1700 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
1701 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
1702 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
1703 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
1704 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
1705 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
1706 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
1707 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
1708 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
1709 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
1710 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
1712 \begin{figure}[!htb]
1713 \footnotesize \centering
1714 \begin{minipage}[c]{15cm}
1715 \begin{lstlisting}{}
1716 int main(int argc, char *argv[])
1718 int type = F_UNLCK; /* lock type: default to unlock (invalid) */
1719 off_t start = 0; /* start of the locked region: default to 0 */
1720 off_t len = 0; /* length of the locked region: default to 0 */
1721 int fd, res, i; /* internal variables */
1722 int bsd = 0; /* semantic type: default to POSIX */
1723 int cmd = F_SETLK; /* lock command: default to non-blocking */
1724 struct flock lock; /* file lock structure */
1726 if ((argc - optind) != 1) { /* There must be remaing parameters */
1727 printf("Wrong number of arguments %d\n", argc - optind);
1730 if (type == F_UNLCK) { /* There must be a -w or -r option set */
1731 printf("You should set a read or a write lock\n");
1734 fd = open(argv[optind], O_RDWR); /* open the file to be locked */
1735 if (fd < 0) { /* on error exit */
1736 perror("Wrong filename");
1740 if (bsd) { /* if BSD locking */
1741 /* rewrite cmd for suitables flock operation values */
1742 if (cmd == F_SETLKW) { /* if no-blocking */
1743 cmd = LOCK_NB; /* set the value for flock operation */
1745 cmd = 0; /* default is null */
1747 if (type == F_RDLCK) cmd |= LOCK_SH; /* set for shared lock */
1748 if (type == F_WRLCK) cmd |= LOCK_EX; /* set for exclusive lock */
1749 res = flock(fd, cmd); /* esecute lock */
1750 } else { /* if POSIX locking */
1751 /* setting flock structure */
1752 lock.l_type = type; /* set type: read or write */
1753 lock.l_whence = SEEK_SET; /* start from the beginning of the file */
1754 lock.l_start = start; /* set the start of the locked region */
1755 lock.l_len = len; /* set the length of the locked region */
1756 res = fcntl(fd, cmd, &lock); /* do lock */
1758 /* check lock results */
1759 if (res) { /* on error exit */
1760 perror("Failed lock");
1762 } else { /* else write message */
1763 printf("Lock acquired\n");
1765 pause(); /* stop the process, use a signal to exit */
1771 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
1772 \label{fig:file_flock_code}
1775 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
1776 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
1777 intero file usando la semantica BSD; in \figref{fig:file_flock_code} è
1778 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
1779 allegato nella directory dei sorgenti).
1781 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
1782 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
1783 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
1784 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
1785 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
1786 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
1787 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
1788 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
1789 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
1790 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
1791 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
1792 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
1794 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
1795 un parametro (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
1796 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
1797 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
1798 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
1799 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
1800 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
1801 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
1804 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
1805 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
1806 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
1807 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
1808 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
1809 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
1810 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
1811 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
1812 esegue (\texttt{\small 41}).
1814 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
1815 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
1816 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
1817 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
1818 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
1819 lock vengono rilasciati.
1821 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
1822 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
1823 all'interno di un terminale il seguente comando:
1826 \begin{minipage}[c]{12cm}
1828 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
1831 \end{minipage}\vspace{1mm}
1833 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
1834 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
1835 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
1836 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
1837 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
1838 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
1841 \begin{minipage}[c]{12cm}
1843 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
1844 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1846 \end{minipage}\vspace{1mm}
1848 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
1849 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
1850 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
1851 file con il comando:
1854 \begin{minipage}[c]{12cm}
1856 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1857 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1859 \end{minipage}\vspace{1mm}
1861 se invece blocchiamo una regione con:
1864 \begin{minipage}[c]{12cm}
1866 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
1869 \end{minipage}\vspace{1mm}
1871 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
1872 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
1873 sovrappongono avremo che:
1876 \begin{minipage}[c]{12cm}
1878 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
1879 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1881 \end{minipage}\vspace{1mm}
1883 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
1887 \begin{minipage}[c]{12cm}
1889 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
1892 \end{minipage}\vspace{1mm}
1894 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
1895 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
1898 \begin{minipage}[c]{12cm}
1900 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
1901 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1903 \end{minipage}\vspace{1mm}
1905 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
1907 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
1908 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
1909 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
1913 \begin{minipage}[c]{12cm}
1915 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
1917 \end{minipage}\vspace{1mm}
1919 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
1920 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
1924 \begin{minipage}[c]{12cm}
1926 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1928 \end{minipage}\vspace{1mm}
1930 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
1931 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
1932 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
1933 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
1936 \begin{minipage}[c]{12cm}
1938 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1941 \end{minipage}\vspace{3mm}
1944 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
1945 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
1946 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
1947 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
1950 \begin{minipage}[c]{12cm}
1952 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
1955 \end{minipage}\vspace{1mm}
1957 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
1958 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
1959 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
1960 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
1964 \subsection{La funzione \func{lockf}}
1965 \label{sec:file_lockf}
1967 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
1968 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
1969 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
1970 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
1971 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
1972 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
1974 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1976 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1977 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1979 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
1980 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
1981 file è mappato in memoria.
1982 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
1983 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
1985 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
1989 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
1990 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
1991 \tabref{tab:file_lockf_type}.
1996 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
1998 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2001 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2002 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2003 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2004 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2005 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2006 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2007 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2008 con un OR aritmetico dei valori.\\
2011 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2012 \label{tab:file_lockf_type}
2015 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2016 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2017 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2018 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2019 affatto equivalente a \func{flock}).
2023 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2024 \label{sec:file_mand_locking}
2026 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2027 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2028 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2029 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2030 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2031 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2033 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2034 utilizzo particolare del bit \acr{sgid}. Se si ricorda quanto esposto in
2035 \secref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma utilizzato per cambiare il
2036 groupid effettivo con cui viene eseguito un programma, ed è pertanto sempre
2037 associato alla presenza del permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando
2038 questo bit su un file senza permesso di esecuzione in un sistema che supporta
2039 il \textit{mandatory locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il
2040 file in questione. In questo modo una combinazione dei permessi
2041 originariamente non contemplata, in quanto senza significato, diventa
2042 l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2043 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2044 \secref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato (come
2045 misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale quando
2046 esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2048 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2049 neanche root può passare sopra ad un lock; pertanto un processo che blocchi un
2050 file cruciale può renderlo completamente inaccessibile, rendendo completamente
2051 inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si potrebbe risolvere
2052 rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa
2053 operazione con un sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory
2054 locking} si può bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura
2055 su un file su cui è attivo un lock. Per questo motivo l'abilitazione del
2056 mandatory locking è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem
2057 per filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
2058 \func{mount} riportata in \tabref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
2059 \cmd{mand} per il comando).
2061 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2062 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2063 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2064 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2066 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2067 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2068 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2069 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2070 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2073 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2074 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2075 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2076 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2078 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2079 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2080 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2081 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2084 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2085 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2086 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2087 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2088 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2089 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2090 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2091 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2092 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2094 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2095 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2096 abbiamo trattato in \secref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2097 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2098 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2099 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2100 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2101 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2102 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2103 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2104 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2105 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2106 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2107 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2108 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2109 possibilità di modificare il file.
2110 \index{file!locking|)}
2115 %%% Local Variables:
2117 %%% TeX-master: "gapil"