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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
54 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
87 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
88 \label{sec:file_select}
90 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
91 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
92 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
93 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
94 \funcd{select}, il cui prototipo è:
97 \headdecl{sys/types.h}
99 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
100 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
102 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
105 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
106 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
107 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
109 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
111 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
112 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
113 un valore non valido per \param{timeout}.
115 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
119 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
120 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
121 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
122 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
125 \itindbeg{file~descriptor~set}
127 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
128 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
129 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
130 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
131 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
132 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
133 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
135 \headdecl{sys/time.h}
136 \headdecl{sys/types.h}
138 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
139 Inizializza l'insieme (vuoto).
141 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
142 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
144 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
145 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
147 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
148 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
151 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
152 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
153 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
154 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
155 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
156 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
157 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
158 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
159 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
160 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
161 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
163 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
164 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
165 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
166 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
167 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
168 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
169 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
170 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
171 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
172 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
173 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
174 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
175 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
177 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
178 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
179 specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
180 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
181 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
182 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
183 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
184 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
185 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
186 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
187 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
188 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
189 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
190 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
191 corrente dei file descriptor.
193 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
194 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
195 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
196 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
197 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
198 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
199 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
200 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
201 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
204 \itindend{file~descriptor~set}
206 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
207 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
208 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
209 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
210 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
211 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
212 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
213 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
214 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
215 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
216 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
218 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
219 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
220 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
221 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
222 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
223 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
224 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
226 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
227 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
228 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
229 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
230 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
231 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
233 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
234 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
235 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
236 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
237 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
238 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
239 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
240 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
241 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
242 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
243 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
244 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
245 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
246 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
247 \begin{prototype}{sys/select.h}
248 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
249 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
251 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
254 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
255 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
256 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
258 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
260 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
261 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
262 un valore non valido per \param{timeout}.
264 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
267 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
268 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
269 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
270 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
271 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
272 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
273 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
274 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
275 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
276 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
277 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
280 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
281 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
282 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
283 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
284 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
285 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
286 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
287 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
288 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
289 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
291 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
292 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
293 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
294 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
295 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
296 \includecodesnip{listati/select_race.c}
297 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
298 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
299 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
301 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
302 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
303 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
304 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
305 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
306 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
307 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
308 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
309 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
310 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
311 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
312 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
313 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
314 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
315 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
316 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
317 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
318 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
319 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
322 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
323 \label{sec:file_poll}
325 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
326 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
327 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
328 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
329 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
331 \begin{prototype}{sys/poll.h}
332 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
334 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
337 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
338 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
339 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
341 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
343 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
344 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
345 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
347 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
350 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
351 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
352 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
353 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
354 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
355 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
356 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
357 \textsl{non-bloccante}).
359 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
360 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
361 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
362 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
363 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
364 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
365 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
366 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
367 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
368 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
369 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
370 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
373 \footnotesize \centering
374 \begin{minipage}[c]{15cm}
375 \includestruct{listati/pollfd.h}
378 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
379 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
380 \label{fig:file_pollfd}
383 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
384 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
385 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
386 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
387 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
388 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
389 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
394 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
396 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
399 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
400 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
401 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
402 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
405 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
406 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
407 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
409 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
410 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
411 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
413 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
416 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
417 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
418 \label{tab:file_pollfd_flags}
421 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
422 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
423 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
424 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
425 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
426 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
427 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
428 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
429 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
430 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
431 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
432 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
433 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
434 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
435 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
436 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
438 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
439 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
440 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
441 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
442 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
443 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
446 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
447 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
448 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
449 limite introdotto dalle dimesioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
450 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
451 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
452 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
453 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
454 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
455 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
458 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
459 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
460 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
461 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
462 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
465 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
466 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
467 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
468 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
469 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
471 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
472 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
473 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
474 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
476 \begin{prototype}{sys/poll.h}
477 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
478 const sigset\_t *sigmask)}
480 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
483 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
484 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
485 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
487 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
489 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
490 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
491 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
493 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
496 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
497 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
498 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
499 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
500 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
501 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
502 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
504 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
505 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
506 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
507 risultati illustrati in precedenza.
510 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
511 \label{sec:file_epoll}
515 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
516 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
517 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
518 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
519 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
520 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
521 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
522 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
523 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
525 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
526 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
527 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
528 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
529 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
530 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
531 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
532 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
533 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
534 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
535 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
537 Per risolvere questo tipo di situazioni è stata creata una nuova
538 interfaccia,\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide Libernzi, ed è
539 stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la sua forma
540 definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} detta \textit{epoll}, il
541 cui concetto fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
542 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
543 così tutti le problematiche appena illustrate.
554 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
555 \label{sec:file_asyncronous_access}
557 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
558 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
559 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
560 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
561 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
562 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
563 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
564 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
565 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
566 operazioni di I/O volute.
569 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
570 \label{sec:file_asyncronous_operation}
572 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
573 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
574 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
575 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
576 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
577 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
578 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
580 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
581 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
582 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
583 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
584 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
587 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
588 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
589 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
590 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
591 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
592 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
593 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
594 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
595 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
596 \textit{signal driven I/O}.
598 Questa è un'altra modalità di gestione I/O, alternativa all'uso di
599 \itindex{epoll} \textit{epoll}, che consente di evitare l'uso delle funzioni
600 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
601 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
604 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
605 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
606 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
607 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
608 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
609 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
610 verrebbero notificati una volta sola.
612 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
613 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
614 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
615 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
616 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
617 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
618 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
620 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
621 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
622 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
623 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
624 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
625 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
626 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
627 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
628 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
629 descriptor che ha generato il segnale.
631 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
632 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
633 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
634 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
635 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
636 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
637 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
640 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
641 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
642 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
643 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
646 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
649 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
650 \label{sec:file_asyncronous_lease}
652 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
653 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
654 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
655 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
656 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
657 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
658 non prevede alcun meccanismo per cui un processo possa essere
659 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
660 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
661 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
662 \const{SIGHUP} che, per convenzione adottata dalla gran parte di detti
663 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
664 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
667 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
668 generale comporterebbe un notevole aumento di complessità dell'architettura
669 della gestione dei file, per fornire una funzionalità necessaria soltanto in
670 casi particolari. Dato che all'origine di Unix i soli programmi che potevano
671 avere una tale esigenza erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base
672 della progettazione, che era di far fare al kernel solo le operazioni
673 strettamente necessarie e lasciare tutto il resto a processi in user space,
674 non era stata prevista nessuna funzionalità di notifica.
676 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
677 tipo (molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad interfaccia
678 grafica) sono state successivamente introdotte delle estensioni che
679 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
680 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
681 \itindex{polling} \textit{polling}.
683 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
684 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
685 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
686 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
687 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
688 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
689 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
693 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
694 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
695 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
696 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
697 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
700 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
701 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
702 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
703 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
704 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
705 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
706 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
707 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
708 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
709 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
711 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
712 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
713 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
714 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
715 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
716 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
718 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
719 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
720 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
721 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
722 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
723 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
724 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
729 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
731 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
734 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
735 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
736 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
739 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
740 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
741 \const{F\_GETLEASE}.}
742 \label{tab:file_lease_fctnl}
745 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
746 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
747 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
748 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
749 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
750 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
752 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
753 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
754 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
755 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
756 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
757 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
758 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
759 \textit{lease} su qualunque file.
761 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
762 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
763 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
764 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
765 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
766 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
767 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
768 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
769 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
770 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
771 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
772 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
773 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
774 operazioni di lettura e scrittura.
776 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
777 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
778 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
779 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
780 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
781 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
782 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
783 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
784 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
785 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
788 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
789 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
790 \file{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
791 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
792 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
793 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
794 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
795 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
796 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
799 \index{file!dnotify|(}
801 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
802 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
803 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
804 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
805 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
807 Per risolvere questo problema è stata allora creata un'altra interfaccia,
808 chiamata \textit{dnotify}, che consente di richiedere una notifica quando una
809 directory, o di uno qualunque dei file in essa contenuti, viene modificato.
810 Come per i \textit{file lease} la notifica avviene di default attraverso il
811 segnale \const{SIGIO}, ma se ne può utilizzare un altro. Inoltre si potrà
812 ottenere nel gestore del segnale il file descriptor che è stato modificato
813 tramite il contenuto della struttura \struct{siginfo\_t}.
820 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
822 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
825 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
826 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
827 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
828 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
829 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
830 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
831 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
832 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
833 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
835 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
836 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
837 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
838 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
839 directory (con \func{rename}).\\
840 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
841 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
843 \const{DN\_MULTISHOT}& richiede una notifica permanente di tutti gli
847 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
848 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
849 \label{tab:file_notify}
852 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
853 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
854 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
855 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
856 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
857 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
858 tab.~\ref{tab:file_notify}.
860 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
861 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
862 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
863 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
864 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
865 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
866 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
867 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
868 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
869 specificare un valore nullo.
871 \index{file!inotify|(}
873 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
874 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
875 controllo, il che porta facilmente ad un eccesso di file aperti. Inoltre
876 quando la directory è su un dispositivo rimuovibile, mantenere un file
877 descriptor aperto comporta l'impossibilità di smontare il dispositivo e
878 rimuoverlo, complicando la gestione.
880 Un secondo problema è che l'interfaccia consente solo di tenere sotto
881 controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file viene
882 segnalata, ma poi devo verificare quale è. Infine l'uso dei segnali come
883 interfaccia di notifica comporta tutti i problemi di gestione visti in
884 sez.~\ref{sec:sig_management} e sez.~\ref{sec:sig_control}, e per questo in
885 generale quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di
886 usabilità problematica.
888 \index{file!dnotify|)}
890 Per questa serie di motivi, a partire dal kernel 2.6.13, è stata introdotta
891 una nuova interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory,
892 chiamata \textit{inotify}.\footnote{le corrispondenti funzioni di interfaccia
893 sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Questa è una interfaccia specifica
894 di Linux (pertanto non deve essere usata se si devono scrivere programmi
895 portabili), ed è basata sull'uso di una coda di notifica degli eventi
896 associata ad un singolo file descriptor, risolvendo così il principale
897 problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La coda viene creata
898 attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui prototipo è:
899 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
900 {int inotify\_init(void)}
902 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
904 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
905 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
907 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
908 \textit{inotify} consentite all'utente.
909 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
911 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
917 La funzione non prende alcun argomento, e restituisce un file descriptor
918 associato alla coda, attraverso il quale verranno effettuate le operazioni di
919 notifica. Si tratta di un file descriptor speciale, che non è associato a
920 nessun file, ma che viene utilizzato per notificare gli eventi che si sono
921 posti in osservazione all'applicazione che usa l'interfaccia di
922 \textit{inotify}. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun
923 file o directory, questo consente di evitare l'inconveniente di non poter
924 smontare un filesystem i cui file sono tenuti sotto osservazione.\footnote{ed
925 una delle caratteristiche dell'interfaccia di \textit{inotify} è proprio
926 quella di notificare il fatto che il filesystem su cui si trova il file o la
927 directory osservata è stato smontato.}
929 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
930 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll},
931 e siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura sul
932 file descriptor, dette funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un
933 evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i segnali, si potrà
934 gestire l'osservazione delle modifiche con l'\textit{I/O multiplexing},
935 utilizzando secondo le modalità illustrate in
936 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}.
938 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
939 osservazione sia singoli file, che intere directory; in quest'ultimo caso
940 l'interfaccia restituirà informazioni sia riguardo alla directory che ai file
941 che essa contiene. Una volta creata la coda di notifica si devono definire
942 gli eventi da tenere sotto osservazione; questo viene fatto tramite una
943 \textsl{lista di osservazione} (o \textit{watch list}) associata alla coda.
944 Per gestire la lista di osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la
945 prima di queste è \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
946 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
947 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
949 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
951 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
952 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
954 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
955 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
956 non è un filesystem di \textit{inotify}.
957 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
958 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
960 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
963 La funzione consente di creare un \textsl{evento di osservazione} (un
964 cosiddetto ``\textit{watch}'') nella lista di una coda di notifica, indicata
965 specificando il file descriptor ad essa associato nell'argomento \param{fd}.
966 Il file o la directory da porre sotto osservazione viene invece indicato per
967 nome, che viene passato nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo
968 argomento, \param{mask}, indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto
969 osservazione. Questo deve essere specificato come maschera binaria combinando
970 i valori delle costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}. In
971 essa si sono marcati con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati
972 per una directory, vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene.
977 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
979 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
982 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& c'è stato accesso al file in
984 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& ci sono stati cambiamenti sui dati
986 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& è stato chiuso un file aperto in
988 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& è stato chiuso un file aperto in
990 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& è stato creato un file o una
991 directory in una directory sotto
993 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& è stato cancellato un file o una
994 directory in una directory sotto
996 \const{IN\_DELETE\_SELF} & & è stato cancellato il file (o la
997 directory) sotto osservazione.\\
998 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& è stato modificato il file.\\
999 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & è stato rinominato il file (o la
1000 directory) sotto osservazione.\\
1001 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& un file è stato spostato fuori dalla
1002 directory sotto osservazione.\\
1003 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& un file è stato spostato nella
1004 directory sotto osservazione.\\
1005 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& un file è stato aperto.\\
1008 \caption{Le costanti che identificano i valori per la maschera binaria
1009 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch}.}
1010 \label{tab:inotify_event_watch}
1013 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file (o la directory) specificata
1014 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
1015 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti. In caso di
1016 successo la funzione ritorna un intero positivo, detto \textit{watch
1017 descriptor} che identifica univocamente l'evento di osservazione. Questo
1018 valore è importante perché è soltanto con esso che si può rimuovere un evento
1019 di osservazione, usando la seconda funzione dell'interfaccia di gestione,
1020 \funcd{inotify\_rm\_watch}, il cui prototipo è:
1021 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1022 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
1024 Rimuove un evento di osservazione.
1026 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
1027 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1029 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
1031 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
1032 non è associato ad una coda di notifica.
1037 Oltre che per la rimozione, il \textit{watch descriptor} viene usato anche per
1038 identificare l'evento a cui si fa riferimento nella lista dei risultati
1039 restituiti da \textit{inotify}
1042 \begin{figure}[!htb]
1043 \footnotesize \centering
1044 \begin{minipage}[c]{15cm}
1045 \includestruct{listati/inotify_event.h}
1048 \caption{La struttura \structd{inotify\_event}.}
1049 \label{fig:inotify_event}
1053 Inoltre l'interfaccia di \textit{inotify} permette di conoscere, come avviene
1054 per i file descriptor associati ai socket (si veda al proposito quanto
1055 trattato in sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
1056 lettura sul nostro file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
1057 \const{FIONREAD} con \func{ioctl}.\footnote{questa è una delle operazioni
1058 speciali (che abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_ioctl}) che nel caso è
1059 disponibile solo per i socket e per i file descriptor creati con
1060 \func{inotify\_init}.} Questo consente anche di ottenere rapidamente il
1061 numero di file che sono cambiati.
1065 % TODO inserire anche inotify, vedi http://www.linuxjournal.com/article/8478
1066 % TODO e man inotify
1068 \index{file!inotify|)}
1071 % TODO inserire anche eventfd (vedi http://lwn.net/Articles/233462/)
1075 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
1076 \label{sec:file_asyncronous_io}
1078 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
1079 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
1080 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
1081 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
1082 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
1083 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
1084 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
1086 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
1087 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
1088 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
1089 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
1090 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
1091 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
1092 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
1093 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
1096 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
1097 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
1098 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
1099 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
1100 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
1101 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
1102 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
1104 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1105 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1106 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1107 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1108 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1109 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1110 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1112 \begin{figure}[!htb]
1113 \footnotesize \centering
1114 \begin{minipage}[c]{15cm}
1115 \includestruct{listati/aiocb.h}
1118 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1120 \label{fig:file_aiocb}
1123 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1124 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1125 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1126 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1127 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1128 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1129 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1130 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1131 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1132 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1133 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1134 del blocco di dati da trasferire.
1136 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1137 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1138 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1139 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1140 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1141 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1142 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1143 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1144 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1145 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1146 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1148 \begin{figure}[!htb]
1149 \footnotesize \centering
1150 \begin{minipage}[c]{15cm}
1151 \includestruct{listati/sigevent.h}
1154 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1155 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1156 \label{fig:file_sigevent}
1159 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1160 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1161 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1162 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1163 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1164 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1165 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1166 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1167 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1168 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1169 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1170 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1171 \struct{siginfo\_t}.
1172 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1173 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
1174 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
1175 \var{sigev\_notify\_attribute}.
1178 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1179 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1180 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1181 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1185 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1186 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1188 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1189 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1192 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1193 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1195 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
1196 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1197 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
1198 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1199 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1204 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1205 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1206 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1207 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1208 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1209 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1210 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1211 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1213 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1214 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1215 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1216 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1217 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1218 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1219 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1220 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1223 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1224 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1225 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1226 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1227 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1228 errore; il suo prototipo è:
1229 \begin{prototype}{aio.h}
1230 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1232 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1235 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1236 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1240 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1241 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1242 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1243 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1244 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1245 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1246 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1247 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1250 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1251 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1252 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1253 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1255 \begin{prototype}{aio.h}
1256 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1258 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1261 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1265 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1266 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1267 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1268 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1269 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1271 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1272 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1273 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1274 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1275 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1278 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1279 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1280 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1281 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1283 \begin{prototype}{aio.h}
1284 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1286 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1288 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1289 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1290 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1293 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1294 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1295 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1296 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1297 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1298 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1299 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1300 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1302 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1303 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1304 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1305 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1306 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1308 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1309 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1310 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1311 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1313 \begin{prototype}{aio.h}
1314 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1316 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1319 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1320 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1321 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1325 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1326 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1327 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1328 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1329 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1330 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1331 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
1332 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
1333 \file{aio.h}) sono tre:
1334 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1335 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1336 cancellazione sono state già completate,
1338 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
1341 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
1342 corso e non sono state cancellate.
1345 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
1346 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
1347 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
1348 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
1349 del loro avvenuto completamento.
1351 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
1352 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
1353 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
1354 specifica operazione; il suo prototipo è:
1355 \begin{prototype}{aio.h}
1356 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
1359 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
1360 operazioni specificate da \param{list}.
1362 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
1363 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1366 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1368 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1369 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1374 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
1375 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
1376 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
1377 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
1378 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
1379 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
1380 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
1381 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
1382 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
1384 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
1385 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
1386 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
1387 \begin{prototype}{aio.h}
1388 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
1391 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
1392 secondo la modalità \param{mode}.
1394 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1395 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1397 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1399 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
1400 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
1401 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
1402 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1403 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1408 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
1409 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
1410 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
1411 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
1412 che può prendere i valori:
1413 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1414 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
1415 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
1416 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
1418 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
1419 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
1420 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
1421 quelle non completate.
1423 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
1424 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
1425 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
1426 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
1427 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
1428 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
1429 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
1432 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
1433 \label{sec:file_advanced_io}
1435 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
1436 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
1437 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
1438 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
1439 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
1440 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria} e la funzione
1444 \subsection{I/O vettorizzato}
1445 \label{sec:file_multiple_io}
1447 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
1448 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
1449 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
1450 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
1451 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
1452 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
1455 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
1456 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
1457 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
1458 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
1459 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
1460 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
1461 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
1464 \headdecl{sys/uio.h}
1466 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
1467 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
1469 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
1471 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
1472 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1473 assumerà uno dei valori:
1475 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
1476 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
1477 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
1478 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
1479 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
1480 non ci sono dati in lettura.
1481 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
1483 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
1484 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
1485 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
1486 scrittura eseguite su \param{fd}.}
1489 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
1490 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
1491 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
1492 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
1493 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
1495 \begin{figure}[!htb]
1496 \footnotesize \centering
1497 \begin{minipage}[c]{15cm}
1498 \includestruct{listati/iovec.h}
1501 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
1503 \label{fig:file_iovec}
1506 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
1507 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
1508 è specificata dall'argomento \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere
1509 inizializzata opportunamente per indicare i vari buffer da e verso i quali
1510 verrà eseguito il trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti)
1511 nell'ordine in cui li si sono specificati nel vettore \param{vector}.
1514 \subsection{File mappati in memoria}
1515 \label{sec:file_memory_map}
1517 \itindbeg{memory~mapping}
1518 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
1519 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
1520 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
1521 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
1522 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
1523 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
1527 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_layout}
1528 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1529 mappatura in memoria di un file.}
1530 \label{fig:file_mmap_layout}
1533 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
1534 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
1535 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
1536 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
1537 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
1538 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
1539 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
1540 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
1541 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
1542 \textsl{memoria mappata su file}.
1544 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1545 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1546 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1547 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1548 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1549 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1552 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
1553 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
1554 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
1555 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1556 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1557 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1560 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1561 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1562 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1563 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1564 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1566 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1567 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1568 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1573 \headdecl{sys/mman.h}
1575 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1578 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1580 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1581 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1582 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1584 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1585 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1586 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1587 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1588 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1589 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1590 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1591 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1592 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1593 dimensione delle pagine).
1594 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1595 \param{fd} è aperto in scrittura.
1596 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1597 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1598 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1599 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1600 numero di mappature possibili.
1601 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1603 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1604 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1605 l'opzione \texttt{noexec}.
1606 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1607 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1612 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1613 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1614 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1615 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1621 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1623 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1626 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1627 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1628 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1629 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1632 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1633 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1634 \label{tab:file_mmap_prot}
1638 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1639 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1640 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1641 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
1642 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1643 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1644 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1645 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1646 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1647 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1648 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1650 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1651 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1652 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1653 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1654 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1655 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1660 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
1662 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1665 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1666 da \param{start}, se questo non può essere usato
1667 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1668 valore di \param{start} deve essere allineato
1669 alle dimensioni di una pagina. \\
1670 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1671 riportati sul file e saranno immediatamente
1672 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1673 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1674 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1675 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1676 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1677 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1678 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1679 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1680 privata cui solo il processo chiamante ha
1681 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1682 il meccanismo del \textit{copy on
1683 write} \itindex{copy~on~write} e
1684 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1685 specificato se i cambiamenti sul file originale
1686 vengano riportati sulla regione
1687 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1688 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1689 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
1690 (veniva usato per segnalare che tentativi di
1691 scrittura sul file dovevano fallire con
1692 \errcode{ETXTBSY}).\\
1693 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1694 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1695 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1696 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
1698 modifiche fatte alla regione mappata, in
1699 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1700 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1701 un \const{SIGSEGV}. \\
1702 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1704 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
1705 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1706 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1707 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1708 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1709 ignorati.\footnotemark\\
1710 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1711 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1712 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1713 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1714 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1715 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1716 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1717 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1718 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1719 necessarie alla mappatura. \\
1720 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1721 non causa I/O.\footnotemark \\
1722 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1723 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1727 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1728 \label{tab:file_mmap_flag}
1732 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1733 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1734 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
1735 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
1736 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
1737 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
1738 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
1741 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1742 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1743 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1744 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1745 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1746 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1747 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1748 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
1750 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1753 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
1754 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
1755 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
1756 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
1758 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
1759 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
1760 parleremo più avanti.}
1762 \begin{figure}[!htb]
1764 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
1765 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1766 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1767 \label{fig:file_mmap_boundary}
1771 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
1772 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
1773 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
1774 bordo della pagina successiva.
1776 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1777 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1778 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1779 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1780 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1783 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1784 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1785 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1786 quella della mappatura in memoria.
1788 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1789 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1790 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1791 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1792 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1794 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1795 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1796 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1797 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1798 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1799 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1800 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1801 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1802 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1803 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1807 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
1808 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1809 alla lunghezza richiesta.}
1810 \label{fig:file_mmap_exceed}
1813 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1814 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1815 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1816 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1817 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1818 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1819 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1820 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1823 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1824 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1825 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1826 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1827 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1828 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1829 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1830 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1831 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1833 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1834 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1835 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1836 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1837 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1838 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1839 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1841 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1842 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1843 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1844 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1845 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1847 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1848 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1849 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1850 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1851 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1852 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1855 \headdecl{sys/mman.h}
1857 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1859 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1861 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1862 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1864 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
1865 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
1867 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1868 precedentemente mappata.
1873 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1874 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1875 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1876 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1877 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1878 del file aggiornato.
1883 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1885 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1888 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1889 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1890 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1894 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1895 \label{tab:file_mmap_rsync}
1898 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1899 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1900 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1901 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1902 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1903 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1904 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1905 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1906 aggiornate ai nuovi valori.
1908 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1909 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1912 \headdecl{sys/mman.h}
1914 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1916 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1918 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1919 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1921 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1922 precedentemente mappata.
1927 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
1928 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
1929 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1930 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
1931 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1932 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
1933 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
1934 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
1935 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
1937 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
1938 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
1939 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
1940 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
1941 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
1943 % \headdecl{unistd.h}
1944 \headdecl{sys/mman.h}
1946 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
1948 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
1951 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1952 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1954 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
1955 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
1956 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
1957 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
1958 ha solo accesso in lettura.
1959 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
1960 % necessarie all'interno del kernel.
1961 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
1964 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
1969 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
1970 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
1971 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
1972 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
1973 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
1974 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
1976 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
1977 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
1978 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
1979 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
1982 \headdecl{sys/mman.h}
1984 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
1985 new\_size, unsigned long flags)}
1987 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
1989 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
1990 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
1991 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1994 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
1996 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
1997 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
1998 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
1999 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
2000 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
2001 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
2002 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
2008 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
2009 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
2010 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
2011 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
2012 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
2013 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
2014 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
2015 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
2016 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
2017 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
2018 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
2019 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
2021 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
2022 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
2023 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
2024 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
2025 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
2026 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
2027 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
2029 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
2030 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
2031 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
2032 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
2033 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
2034 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
2036 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
2037 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
2038 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
2039 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
2040 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
2041 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
2042 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
2043 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
2044 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
2045 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
2046 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
2048 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
2049 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
2050 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
2051 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
2052 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
2053 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
2054 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
2055 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
2056 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
2057 \textit{memory mapping}.
2059 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
2060 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
2061 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
2062 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
2063 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
2064 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
2065 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
2066 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
2068 \headdecl{sys/mman.h}
2070 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
2071 ssize\_t pgoff, int flags)}
2073 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
2075 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
2076 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2078 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
2079 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
2080 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
2085 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
2086 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
2087 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
2088 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
2089 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
2090 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
2093 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
2094 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
2095 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
2096 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
2097 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
2098 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
2099 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
2100 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2102 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2103 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2104 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2105 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2106 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2107 \textit{memory mapping}.
2109 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2110 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2111 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2112 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2113 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2114 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2115 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2116 interessate dal \textit{memory mapping}.
2118 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2119 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2120 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2121 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2122 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2123 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2124 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2125 \const{MAP\_POPULATE}.
2127 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2128 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2129 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2130 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2131 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2132 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2133 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2135 \itindend{memory~mapping}
2138 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor}
2139 \label{sec:file_sendfile_splice}
2143 NdA è da finire, sul perché non è abilitata fra file vedi:
2145 \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2146 {\texttt{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}
2148 % TODO documentare la funzione sendfile
2149 % TODO documentare le funzioni tee e splice
2150 % http://kerneltrap.org/node/6505 e http://lwn.net/Articles/178199/ e
2151 % http://lwn.net/Articles/179492/
2152 % e http://en.wikipedia.org/wiki/Splice_(system_call)
2156 %\subsection{I \textit{raw} device}
2157 %\label{sec:file_raw_device}
2162 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
2163 %\label{sec:file_io_port}
2165 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
2166 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
2171 \section{Il file locking}
2172 \label{sec:file_locking}
2174 \index{file!locking|(}
2176 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
2177 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
2178 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
2179 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
2180 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
2181 in cui essi opereranno.
2183 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
2184 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
2185 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
2186 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
2187 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
2190 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
2191 evitare le \textit{race condition} \itindex{race~condition}, attraverso una
2192 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
2193 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
2194 delle operazioni di scrittura.
2198 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
2199 \label{sec:file_record_locking}
2201 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
2202 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
2203 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
2204 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
2205 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
2206 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
2207 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
2208 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
2209 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
2210 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
2211 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
2212 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
2213 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
2214 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
2215 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
2216 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
2217 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
2218 utilizzando le relative funzioni.
2220 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
2221 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
2222 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
2223 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
2224 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
2225 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
2226 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
2227 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
2228 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
2229 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
2230 proteggere il loro accesso in lettura.
2232 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
2233 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
2234 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
2235 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
2236 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
2237 proteggere il suo accesso in scrittura.
2242 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
2244 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
2246 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
2249 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
2250 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
2253 \caption{Tipologie di file locking.}
2254 \label{tab:file_file_lock}
2257 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
2258 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
2259 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
2260 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
2261 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
2262 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
2264 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
2265 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
2266 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
2267 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
2268 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
2269 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
2270 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
2271 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
2272 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
2273 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
2274 menzionate, nel successo della richiesta.
2276 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
2277 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
2278 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
2279 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
2280 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
2284 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
2285 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
2286 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
2289 \subsection{La funzione \func{flock}}
2290 \label{sec:file_flock}
2292 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
2293 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
2294 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
2295 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
2297 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2299 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2300 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2302 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
2303 specificato \const{LOCK\_NB}.
2308 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
2309 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
2310 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
2311 essere passato utilizzando le costanti riportate in
2312 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
2317 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2319 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2322 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
2323 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
2324 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
2325 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
2326 richiesta di un \textit{file lock}.\\
2329 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
2330 \label{tab:file_flock_operation}
2333 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
2334 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
2335 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
2336 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
2337 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
2338 usare \const{LOCK\_UN}.
2340 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
2341 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
2342 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
2343 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
2344 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
2346 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
2347 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
2348 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
2349 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
2350 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
2351 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
2352 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
2353 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
2354 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
2355 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
2356 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
2357 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
2358 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
2359 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
2360 diversi che aprono lo stesso file.
2364 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
2365 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2366 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
2367 \label{fig:file_flock_struct}
2370 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
2371 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
2372 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
2373 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
2374 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
2375 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
2376 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
2377 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
2378 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
2379 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
2380 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
2383 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
2384 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
2385 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
2386 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
2387 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
2388 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
2389 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
2390 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
2391 \func{dup} e \func{fork}.
2393 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
2394 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
2395 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
2396 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
2397 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
2398 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
2399 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
2400 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
2401 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
2402 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
2403 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
2405 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
2406 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
2407 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
2408 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
2409 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
2410 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
2411 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
2412 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
2413 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
2414 descriptor, il lock non viene rilasciato.
2416 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
2417 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
2418 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
2419 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
2420 server supportino questa funzionalità.
2423 \subsection{Il file locking POSIX}
2424 \label{sec:file_posix_lock}
2426 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
2427 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
2428 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
2429 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
2430 essa viene usata solo secondo il prototipo:
2431 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
2433 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2435 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2436 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2438 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
2439 \textit{file lock} da parte di altri processi.
2440 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2441 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
2442 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
2443 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
2444 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
2445 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
2446 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
2447 riconosca sempre questa situazione.
2448 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
2449 di poter acquisire un lock.
2451 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
2455 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
2456 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
2457 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
2458 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
2459 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
2460 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
2461 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
2462 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
2463 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
2466 \begin{figure}[!bht]
2467 \footnotesize \centering
2468 \begin{minipage}[c]{15cm}
2469 \includestruct{listati/flock.h}
2472 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
2474 \label{fig:struct_flock}
2478 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
2479 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
2480 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
2481 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
2482 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
2483 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
2484 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
2485 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
2487 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
2488 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
2489 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
2490 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
2491 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
2492 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
2493 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
2498 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2500 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2503 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
2504 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
2505 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
2508 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
2509 \label{tab:file_flock_type}
2512 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
2513 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
2514 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
2515 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
2516 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
2517 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
2518 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
2520 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
2521 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
2522 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
2523 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
2524 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2525 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
2526 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
2527 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
2528 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
2529 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
2530 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
2531 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
2532 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
2533 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
2534 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
2536 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
2537 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
2538 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
2539 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
2540 con un errore di \errcode{EINTR}.
2543 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
2544 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
2545 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
2546 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
2547 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
2548 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
2549 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
2550 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
2551 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
2552 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
2554 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
2555 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
2556 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
2557 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
2558 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
2559 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
2560 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
2561 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
2562 stato effettivamente acquisito.
2565 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
2566 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
2567 \label{fig:file_flock_dead}
2570 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
2571 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
2572 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
2573 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
2574 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
2575 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
2576 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
2577 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
2578 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
2579 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
2580 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
2581 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
2582 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
2585 \begin{figure}[!bht]
2586 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
2587 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2588 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
2589 \label{fig:file_posix_lock}
2593 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
2594 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
2595 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
2596 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
2597 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
2598 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
2599 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
2600 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
2601 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
2602 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
2603 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
2604 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
2605 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
2606 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2607 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
2608 \acr{pid} del processo.
2610 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2611 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
2612 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
2613 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
2614 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
2615 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
2616 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
2617 ed aggiunto alla lista.
2619 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2620 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2621 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2622 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2623 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2624 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2625 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2626 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2627 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2629 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2630 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2631 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2632 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2633 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2634 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2635 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2636 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2637 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2639 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2640 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
2641 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2642 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2643 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2644 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2645 avranno sempre successo.
2647 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2648 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2649 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2650 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2651 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2652 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2653 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2654 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2655 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2656 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2657 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2658 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2659 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2660 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2661 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2662 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2663 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2664 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2666 \begin{figure}[!htb]
2667 \footnotesize \centering
2668 \begin{minipage}[c]{15cm}
2669 \includecodesample{listati/Flock.c}
2672 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2673 \label{fig:file_flock_code}
2676 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2677 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2678 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2679 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2680 allegato nella directory dei sorgenti).
2682 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2683 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2684 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2685 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2686 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2687 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2688 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2689 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2690 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2691 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2692 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2693 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2695 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2696 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2697 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2698 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2699 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2700 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2701 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2702 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2705 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2706 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2707 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2708 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2709 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2710 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2711 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2712 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2713 esegue (\texttt{\small 41}).
2715 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2716 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2717 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2718 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2719 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2720 lock vengono rilasciati.
2722 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2723 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2724 all'interno di un terminale il seguente comando:
2727 \begin{minipage}[c]{12cm}
2729 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2732 \end{minipage}\vspace{1mm}
2734 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2735 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2736 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2737 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2738 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
2739 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
2742 \begin{minipage}[c]{12cm}
2744 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
2745 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2747 \end{minipage}\vspace{1mm}
2749 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
2750 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
2751 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
2752 file con il comando:
2755 \begin{minipage}[c]{12cm}
2757 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2758 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2760 \end{minipage}\vspace{1mm}
2762 se invece blocchiamo una regione con:
2765 \begin{minipage}[c]{12cm}
2767 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
2770 \end{minipage}\vspace{1mm}
2772 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
2773 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
2774 sovrappongono avremo che:
2777 \begin{minipage}[c]{12cm}
2779 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
2780 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2782 \end{minipage}\vspace{1mm}
2784 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
2788 \begin{minipage}[c]{12cm}
2790 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
2793 \end{minipage}\vspace{1mm}
2795 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
2796 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
2799 \begin{minipage}[c]{12cm}
2801 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
2802 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2804 \end{minipage}\vspace{1mm}
2806 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2808 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2809 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2810 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2814 \begin{minipage}[c]{12cm}
2816 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2818 \end{minipage}\vspace{1mm}
2820 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2821 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2825 \begin{minipage}[c]{12cm}
2827 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2829 \end{minipage}\vspace{1mm}
2831 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2832 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2833 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2834 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2837 \begin{minipage}[c]{12cm}
2839 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2842 \end{minipage}\vspace{3mm}
2845 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2846 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2847 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2848 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2851 \begin{minipage}[c]{12cm}
2853 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2856 \end{minipage}\vspace{1mm}
2858 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2859 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2860 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2861 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2865 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2866 \label{sec:file_lockf}
2868 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2869 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2870 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2871 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2872 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2873 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2875 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2877 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2878 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2880 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2881 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2882 file è mappato in memoria.
2883 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2884 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2886 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2890 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2891 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2892 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2897 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2899 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2902 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2903 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2904 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2905 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2906 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2907 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2908 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2909 con un OR aritmetico dei valori.\\
2912 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2913 \label{tab:file_lockf_type}
2916 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2917 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2918 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2919 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2920 affatto equivalente a \func{flock}).
2924 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2925 \label{sec:file_mand_locking}
2927 \itindbeg{mandatory~locking|(}
2929 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2930 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2931 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2932 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2933 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2934 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2936 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2937 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
2938 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
2939 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
2940 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
2941 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
2942 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
2943 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
2944 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
2945 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2946 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2947 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
2948 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
2949 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
2952 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2953 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
2954 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
2955 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
2956 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
2957 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
2958 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
2959 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
2960 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
2961 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
2962 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
2963 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
2966 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2967 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2968 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2969 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2971 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2972 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2973 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2974 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2975 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2978 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2979 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2980 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2981 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2983 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2984 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2985 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2986 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2989 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2990 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2991 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2992 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2993 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2994 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2995 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2996 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2997 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2999 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
3000 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
3001 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
3002 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
3003 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
3004 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
3005 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
3006 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
3007 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
3008 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
3009 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
3010 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
3011 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
3012 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
3013 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
3014 possibilità di modificare il file.
3016 \index{file!locking|)}
3018 \itindend{mandatory~locking|(}
3021 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
3022 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
3023 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
3024 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
3025 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
3026 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
3027 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
3028 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
3029 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
3030 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
3031 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
3032 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
3033 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
3034 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
3035 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
3036 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
3037 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
3038 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
3039 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
3040 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
3041 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
3042 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
3043 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
3044 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
3045 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
3046 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
3047 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
3048 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
3049 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
3050 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
3051 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
3052 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
3053 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
3054 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
3055 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
3056 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
3057 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page
3058 % LocalWords: attribute Universe
3061 %%% Local Variables:
3063 %%% TeX-master: "gapil"