3 %% Copyright (C) 2000-2007 Simone Piccardi. Permission is granted to
4 %% copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free
5 %% Documentation License, Version 1.1 or any later version published by the
6 %% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Un preambolo",
7 %% with no Front-Cover Texts, and with no Back-Cover Texts. A copy of the
8 %% license is included in the section entitled "GNU Free Documentation
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 consente 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 effettuabile, 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 di utilizzo concreto in
85 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
88 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
89 \label{sec:file_select}
91 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
92 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
93 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
94 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
95 \funcd{select}, il cui prototipo è:
98 \headdecl{sys/types.h}
100 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
101 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
106 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
107 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
108 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
113 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
114 o un valore non valido per \param{timeout}.
116 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
120 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
121 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
122 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
123 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
126 \itindbeg{file~descriptor~set}
128 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
129 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
130 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
131 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
132 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
133 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
134 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
136 \headdecl{sys/time.h}
137 \headdecl{sys/types.h}
139 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
140 Inizializza l'insieme (vuoto).
142 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
143 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
145 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
146 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
148 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
149 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
152 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
153 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
154 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
155 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
156 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
157 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
158 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
159 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
160 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
161 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
162 dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo usare
163 \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore eccede
164 \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
166 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
167 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
168 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
169 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
170 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
171 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
172 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
173 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
174 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
175 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
176 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
177 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
178 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
180 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
181 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
182 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
183 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
184 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
185 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
186 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
187 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
188 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
189 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
190 comune.} Infine l'argomento \param{timeout} specifica un tempo massimo di
191 attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione
192 attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una
193 struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
194 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
196 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
197 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
198 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
199 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
200 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
201 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
202 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
203 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
204 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
207 \itindend{file~descriptor~set}
209 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
210 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
211 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
212 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
213 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
214 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
215 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
216 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
218 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
219 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
220 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
221 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
222 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
223 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
224 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
225 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
226 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
227 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
228 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
230 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
231 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
232 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
233 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
234 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
235 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
236 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
238 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
239 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
240 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
241 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
242 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
243 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
245 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
246 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
247 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
248 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
249 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
250 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
251 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
252 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
253 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
254 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
255 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
256 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
257 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
258 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
259 \begin{prototype}{sys/select.h}
260 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
261 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
263 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
266 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
267 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
268 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
270 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
272 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
273 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
274 o un valore non valido per \param{timeout}.
276 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
279 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
280 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
281 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
282 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
283 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
284 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
285 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
286 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
287 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
288 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
289 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
292 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
293 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
294 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
295 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
296 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
297 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
298 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
299 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
300 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
301 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
303 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
304 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
305 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
306 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
307 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
308 \includecodesnip{listati/select_race.c}
309 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
310 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
311 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
313 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
314 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
315 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
316 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
317 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
318 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
319 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
320 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
321 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
322 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
323 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
324 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
325 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
326 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
327 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
328 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
329 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
330 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
331 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
334 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
335 \label{sec:file_poll}
337 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
338 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
339 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
340 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
341 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
343 \begin{prototype}{sys/poll.h}
344 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
346 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
349 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
350 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
351 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
353 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
355 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
356 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
357 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
359 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
362 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
363 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
364 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
365 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
366 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
367 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
368 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
369 \textsl{non-bloccante}).
371 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
372 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
373 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
374 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
375 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
376 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
377 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
378 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
379 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
380 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
381 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
382 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
385 \footnotesize \centering
386 \begin{minipage}[c]{15cm}
387 \includestruct{listati/pollfd.h}
390 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
391 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
392 \label{fig:file_pollfd}
395 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
396 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
397 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
398 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
399 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
400 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
401 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
406 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
408 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
411 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
412 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
413 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
414 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
417 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
418 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
419 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
421 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
422 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
423 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
425 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
428 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
429 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
430 \label{tab:file_pollfd_flags}
433 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
434 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
435 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
436 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
437 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
438 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
439 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
440 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
441 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
442 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
443 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
444 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
445 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
446 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
447 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
448 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
450 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
451 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
452 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
453 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
454 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
455 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
458 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
459 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
460 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
461 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
462 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
463 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
464 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
465 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
466 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
467 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
470 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
471 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
472 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
473 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
474 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
477 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
478 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
479 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
480 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
481 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
483 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
484 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
485 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
486 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
488 \begin{prototype}{sys/poll.h}
489 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
490 const sigset\_t *sigmask)}
492 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
495 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
496 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
497 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
499 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
501 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
502 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
503 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
505 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
508 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
509 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
510 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
511 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
512 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
513 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
514 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
516 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
517 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
518 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
519 risultati illustrati in precedenza.
522 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
523 \label{sec:file_epoll}
527 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
528 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
529 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
530 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
531 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
532 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
533 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
534 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
535 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
537 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
538 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
539 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
540 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
541 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
542 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
543 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
544 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
545 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
546 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
547 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
549 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
550 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
551 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
552 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
553 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
554 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
555 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
558 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
559 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
560 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
561 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
562 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
563 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
564 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
565 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
566 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
567 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
568 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
569 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
572 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
573 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
574 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
575 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
576 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
577 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
578 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
579 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
580 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
582 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
583 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
584 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
585 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
586 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
587 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
588 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
589 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
590 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
591 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
592 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
594 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
595 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
596 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
597 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
598 file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}. Il
599 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
600 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
601 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
602 {int epoll\_create(int size)}
604 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
606 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
607 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
609 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
611 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
613 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
619 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
620 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
621 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
622 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
623 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
624 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
625 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
626 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
627 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
629 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
630 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
631 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
632 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
633 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
634 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
636 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
638 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
639 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
641 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
643 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
644 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
645 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
646 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
647 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
648 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
649 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
650 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
651 l'operazione richiesta.
652 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
657 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
658 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
659 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
660 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
661 delle operazioni cui fanno riferimento.
666 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
668 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
671 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
672 \param{fd} alla lista dei file descriptor
673 controllati tramite \param{epfd}, in
674 \param{event} devono essere specificate le
675 modalità di osservazione.\\
676 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
677 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
679 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
680 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
683 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
684 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
685 \label{tab:epoll_ctl_operation}
688 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
689 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
690 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
691 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
692 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
693 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
695 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
696 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
697 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
698 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
699 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
700 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
701 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
702 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL}.}
707 \footnotesize \centering
708 \begin{minipage}[c]{15cm}
709 \includestruct{listati/epoll_event.h}
712 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
713 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
715 \label{fig:epoll_event}
718 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
719 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
720 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
721 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
722 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
724 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
725 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
726 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
727 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
728 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
729 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
730 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
735 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
737 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
740 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
741 (analogo di \const{POLLIN}).\\
742 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
743 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
744 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
745 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
746 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
747 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
748 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
749 disponibili in lettura (analogo di
750 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
751 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
753 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
754 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
755 viene comunque riportata in uscita, e non è
756 necessaria impostarla in ingresso.\\
757 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
758 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
759 triggered} per il file descriptor associato.\\
760 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
761 descriptor associato.\footnotemark\\
764 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
765 \struct{epoll\_event}.}
766 \label{tab:epoll_events}
769 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
771 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedano che si definisca qual'è
772 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
773 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
774 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
775 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
776 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
777 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
778 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
779 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
780 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
781 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
784 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
785 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
786 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
787 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
788 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
789 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
790 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
792 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
793 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
794 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
795 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
796 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
798 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
799 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
800 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
801 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
802 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
803 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
804 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
805 logica \textit{edge triggered}.}
807 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
808 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
809 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
810 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
811 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
812 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
813 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
814 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
816 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
817 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
818 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
819 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
820 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
823 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
825 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
826 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
827 assumerà uno dei valori:
829 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
830 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
831 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
832 della scadenza di \param{timeout}.
833 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
834 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
839 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
840 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
841 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
842 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
843 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
844 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
845 con l'argomento \param{maxevents}.
847 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
848 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
849 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
850 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
851 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
852 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
855 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
856 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
857 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
858 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
859 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
860 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
861 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
862 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
863 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
865 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
866 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
867 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
868 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
869 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
870 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
871 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD} questi verrebbero riletti alla
872 luce delle modifiche.
874 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
875 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica un file descriptor è pronto e resterà
876 tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su di esso.
877 Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di
878 \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una \func{write},\footnote{è
879 opportuno ricordare ancora una volta che l'uso dell'I/O multiplexing
880 richiede di operare sui file in modalità non bloccante.} ma questa non è la
881 sola modalità possibile, ad esempio la condizione può essere riconosciuta
882 anche con il fatto che sono stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
884 Come le precedenti \func{select} e \func{poll}, le funzioni dell'interfaccia
885 di \textit{epoll} vengono utilizzate prevalentemente con i server di rete,
886 quando si devono tenere sotto osservazione un gran numero di socket; per
887 questo motivo rimandiamo di nuovo la trattazione di un esempio concreto a
888 quando avremo esaminato in dettaglio le caratteristiche dei socket, in
889 particolare si potrà trovare un programma che utilizza questa interfaccia in
890 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
897 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
898 \label{sec:file_asyncronous_access}
900 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
901 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
902 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
903 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
904 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
905 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
906 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
907 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
908 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
909 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
910 operazioni di I/O volute.
913 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
914 \label{sec:file_asyncronous_operation}
916 \itindbeg{signal~driven~I/O}
918 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
919 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
920 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
921 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
922 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
923 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
924 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
926 In realtà parlare di apertura in modalità asincrona non significa che le
927 operazioni di lettura o scrittura del file vengono eseguite in modo asincrono
928 (tratteremo questo, che è ciò che più propriamente viene chiamato \textsl{I/O
929 asincrono}, in sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione
930 un meccanismo di notifica asincrona delle variazione dello stato del file
931 descriptor aperto in questo modo. Quello che succede in questo caso è che il
932 sistema genera un segnale (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne
933 altri con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che
934 diventa possibile leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in
935 questa modalità.\footnote{questa modalità non è utilizzabile con i file
936 ordinari ma solo con socket, file di terminale o pseudo terminale, e, a
937 partire dal kernel 2.6, anche per fifo e pipe.}
939 Si può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
940 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
941 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
942 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
945 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di
946 Linux, chiamano questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Questa è
947 ancora un'altra modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di
948 \itindex{epoll} \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con
949 questa tecnica sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è
950 utilizzabile anche con kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli
951 della serie 2.4, ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si
952 hanno con \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle
953 funzioni \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in
954 sez.~\ref{sec:file_epoll}, quando vengono usate con un numero molto grande di
955 file descriptor, non hanno buone prestazioni.
957 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
958 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
959 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
960 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
961 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
962 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
963 verrebbero notificati una volta sola.
965 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
966 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
967 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
968 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
969 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
970 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
971 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
973 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
974 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
975 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
976 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
977 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
978 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
979 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
980 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
981 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
982 descriptor che ha generato il segnale.
984 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
985 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
986 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
987 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
988 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
989 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
990 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
993 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
994 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
995 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
996 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
997 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
998 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
999 identica al valore massimo del numero di file descriptor
1000 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
1001 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
1002 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
1004 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
1006 \itindend{signal~driven~I/O}
1010 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
1011 \label{sec:file_asyncronous_lease}
1013 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
1014 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
1015 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
1016 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
1017 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
1018 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
1019 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
1020 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
1021 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
1022 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
1023 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
1024 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
1025 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
1028 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
1029 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
1030 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
1031 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
1032 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
1033 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
1034 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
1035 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
1036 nessuna funzionalità di notifica.
1038 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
1039 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
1040 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
1041 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
1042 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
1043 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
1044 \itindex{polling} \textit{polling}.
1046 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
1047 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
1048 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
1049 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
1050 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
1051 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
1052 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
1054 \index{file!lease|(}
1056 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
1057 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
1058 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
1059 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
1060 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
1062 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
1063 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
1064 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
1065 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
1066 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
1067 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
1068 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
1069 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
1070 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
1071 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
1073 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
1074 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
1075 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
1076 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
1077 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
1078 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
1080 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
1081 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
1082 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
1083 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
1084 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
1085 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
1086 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
1091 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1093 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1096 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
1097 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
1098 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
1101 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
1102 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
1103 \const{F\_GETLEASE}.}
1104 \label{tab:file_lease_fctnl}
1107 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
1108 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
1109 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
1110 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
1111 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
1112 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
1114 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
1115 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
1116 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
1117 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
1118 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
1119 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
1120 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
1121 \textit{lease} su qualunque file.
1123 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
1124 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
1125 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
1126 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
1127 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
1128 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
1129 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
1130 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
1131 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
1132 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
1133 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
1134 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
1135 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
1136 operazioni di lettura e scrittura.
1138 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
1139 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
1140 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
1141 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
1142 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
1143 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
1144 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
1145 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
1146 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
1147 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
1150 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
1151 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
1152 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
1153 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
1154 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
1155 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
1156 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
1157 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
1158 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
1161 \index{file!dnotify|(}
1163 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
1164 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
1165 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
1166 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
1167 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
1169 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
1170 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
1171 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
1172 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
1173 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
1174 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
1175 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
1176 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
1177 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
1178 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
1179 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
1180 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
1181 \struct{siginfo\_t}.
1183 \index{file!lease|)}
1188 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1190 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1193 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
1194 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
1195 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
1196 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
1197 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
1198 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
1199 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
1200 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
1201 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
1203 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
1204 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
1205 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
1206 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
1207 directory (con \func{rename}).\\
1208 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
1209 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
1211 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
1215 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
1216 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
1217 \label{tab:file_notify}
1220 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
1221 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
1222 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
1223 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
1224 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
1225 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
1226 tab.~\ref{tab:file_notify}.
1228 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
1229 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
1230 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
1231 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
1232 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
1233 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
1234 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
1235 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
1236 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
1237 specificare un valore nullo.
1239 \index{file!inotify|(}
1241 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
1242 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
1243 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
1244 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
1245 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
1246 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
1247 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
1249 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
1250 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
1251 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
1252 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
1253 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
1254 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
1255 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
1256 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
1259 \index{file!dnotify|)}
1261 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
1262 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
1263 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
1264 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
1265 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
1266 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
1267 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
1268 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
1269 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
1271 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1272 {int inotify\_init(void)}
1274 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
1276 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1277 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1279 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
1280 \textit{inotify} consentite all'utente.
1281 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1283 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1289 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
1290 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
1291 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
1292 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
1293 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
1294 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1295 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
1296 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
1297 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
1298 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
1299 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
1300 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
1301 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
1302 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
1303 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
1305 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
1306 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
1307 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
1308 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
1309 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
1310 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
1311 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
1312 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
1313 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
1314 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
1315 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
1316 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
1317 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
1318 saranno automaticamente rilasciate.
1320 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
1321 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
1322 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
1323 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
1324 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
1325 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
1326 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
1327 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1328 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
1330 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
1332 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
1333 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1335 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
1336 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
1337 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
1338 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
1339 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
1341 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
1344 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
1345 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
1346 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
1347 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
1348 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
1349 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
1350 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
1351 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
1352 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
1353 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
1354 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
1355 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1356 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
1357 un solo file descriptor.
1359 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
1360 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
1361 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
1362 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
1363 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
1364 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
1365 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
1366 flag della prima parte.
1371 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
1373 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
1376 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
1378 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
1379 dell'inode (o sugli attributi
1381 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
1382 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1384 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1386 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
1387 directory in una directory sotto
1389 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
1390 directory in una directory sotto
1392 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
1393 directory) sotto osservazione.\\
1394 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
1395 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
1396 directory) sotto osservazione.\\
1397 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
1398 directory sotto osservazione.\\
1399 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
1400 directory sotto osservazione.\\
1401 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
1403 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
1404 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
1405 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
1406 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
1407 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
1408 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
1409 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
1413 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
1414 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
1415 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
1416 \label{tab:inotify_event_watch}
1419 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
1420 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
1421 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
1422 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
1423 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
1424 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
1425 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
1426 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
1427 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
1432 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1434 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1437 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
1439 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
1440 nell'argomento \param{mask}, invece di
1442 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
1443 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
1445 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
1446 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
1447 quelli per i file che contiene.\\
1450 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
1451 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
1452 modalità di osservazione.}
1453 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
1456 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
1457 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
1458 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
1459 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
1460 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
1462 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
1463 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
1464 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
1465 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
1466 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
1467 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
1468 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
1469 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
1470 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
1472 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
1473 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
1474 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
1475 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
1476 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
1477 sarà più notificato.
1479 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
1480 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
1481 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
1482 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
1483 la eventuale rimozione dello stesso.
1485 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
1486 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
1488 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1489 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
1491 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
1493 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
1494 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1496 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
1498 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
1499 non è associato ad una coda di notifica.
1504 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
1505 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
1506 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
1507 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
1508 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
1509 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
1510 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
1511 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
1512 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
1513 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
1514 \func{inotify\_rm\_watch}.
1516 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
1517 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
1518 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
1519 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
1520 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
1521 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
1522 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
1523 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
1525 \begin{figure}[!htb]
1526 \footnotesize \centering
1527 \begin{minipage}[c]{15cm}
1528 \includestruct{listati/inotify_event.h}
1531 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
1532 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
1533 \label{fig:inotify_event}
1536 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
1537 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
1538 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
1539 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
1540 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
1541 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
1542 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
1543 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
1544 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
1545 file che sono cambiati.
1547 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
1548 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
1549 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
1550 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
1551 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
1552 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
1553 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
1554 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
1555 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
1556 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
1557 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
1562 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1564 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1567 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
1568 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
1569 che in maniera implicita per la rimozione
1570 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
1571 filesystem su cui questo si trova.\\
1572 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
1573 (consente così di distinguere, quando si pone
1574 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
1575 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
1577 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
1578 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
1579 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
1580 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
1581 osservazione è stato smontato.\\
1584 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
1585 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
1586 \label{tab:inotify_read_event_flag}
1589 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
1590 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
1591 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
1592 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
1593 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
1594 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
1596 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
1597 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
1598 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
1599 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
1600 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
1602 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
1603 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
1604 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
1605 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
1606 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
1607 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
1608 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
1609 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
1610 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
1611 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
1612 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
1615 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
1616 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
1617 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
1618 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
1619 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
1620 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
1622 \begin{figure}[!htbp]
1623 \footnotesize \centering
1624 \begin{minipage}[c]{15cm}
1625 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
1628 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
1629 \label{fig:inotify_monitor_example}
1632 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
1633 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
1634 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
1635 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
1636 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
1637 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
1640 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
1641 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
1642 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
1643 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
1644 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
1645 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
1646 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
1647 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
1648 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
1649 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
1651 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
1652 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
1653 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
1654 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
1655 si saranno verificati eventi.
1657 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
1658 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
1659 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
1660 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
1661 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
1662 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
1663 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
1664 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
1665 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
1668 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
1669 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
1670 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
1671 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
1672 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
1673 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
1674 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
1675 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
1676 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
1677 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
1678 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
1679 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
1681 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
1682 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
1683 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
1684 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
1685 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
1686 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
1687 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
1688 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
1689 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
1690 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
1691 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
1692 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
1693 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
1694 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
1696 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
1697 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
1700 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
1702 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1705 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1709 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
1710 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
1711 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
1712 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
1713 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
1714 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
1715 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
1716 tale evenienza non si verificherà mai.
1718 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
1719 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
1720 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
1721 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
1722 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
1723 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
1724 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
1725 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
1726 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
1727 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
1728 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
1729 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
1730 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
1731 chiamata di \func{read}.
1733 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
1734 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
1735 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
1736 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
1737 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
1738 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
1739 raggruppati in un solo evento.
1741 \index{file!inotify|)}
1744 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
1745 \label{sec:file_asyncronous_io}
1747 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
1748 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
1749 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
1750 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
1751 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
1752 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
1753 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
1755 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
1756 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
1757 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
1758 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
1759 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
1760 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
1761 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
1762 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
1765 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
1766 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
1767 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
1768 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
1769 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
1770 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
1771 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
1773 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1774 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1775 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1776 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1777 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1778 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1779 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1781 \begin{figure}[!htb]
1782 \footnotesize \centering
1783 \begin{minipage}[c]{15cm}
1784 \includestruct{listati/aiocb.h}
1787 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1789 \label{fig:file_aiocb}
1792 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1793 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1794 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1795 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1796 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1797 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1798 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1799 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1800 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1801 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1802 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1803 del blocco di dati da trasferire.
1805 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1806 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1807 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1808 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1809 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1810 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1811 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1812 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1813 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1814 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1815 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1817 \begin{figure}[!htb]
1818 \footnotesize \centering
1819 \begin{minipage}[c]{15cm}
1820 \includestruct{listati/sigevent.h}
1823 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1824 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1825 \label{fig:file_sigevent}
1828 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1829 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1830 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1831 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1832 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1833 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1834 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1835 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1836 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1837 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1838 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1839 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1840 \struct{siginfo\_t}.
1841 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1842 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
1843 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
1844 \var{sigev\_notify\_attribute}.
1847 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1848 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1849 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1850 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1854 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1855 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1857 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1858 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1861 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1862 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1864 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
1865 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
1866 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
1867 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1868 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
1873 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1874 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1875 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1876 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1877 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1878 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1879 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1880 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1882 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1883 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1884 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1885 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1886 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1887 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1888 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1889 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1892 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1893 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1894 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1895 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1896 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1897 errore; il suo prototipo è:
1898 \begin{prototype}{aio.h}
1899 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1901 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1904 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1905 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1909 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1910 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1911 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1912 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1913 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1914 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1915 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1916 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1919 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1920 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1921 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1922 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1924 \begin{prototype}{aio.h}
1925 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1927 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1930 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1934 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1935 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1936 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1937 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1938 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1940 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1941 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1942 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1943 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1944 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1947 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1948 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1949 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1950 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1952 \begin{prototype}{aio.h}
1953 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1955 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1957 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1958 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1959 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1962 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1963 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1964 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1965 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1966 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1967 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1968 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1969 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1971 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1972 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1973 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1974 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1975 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1977 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1978 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1979 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1980 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1982 \begin{prototype}{aio.h}
1983 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1985 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1988 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1989 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1990 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1994 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1995 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1996 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1997 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1998 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1999 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
2000 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
2001 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
2002 \file{aio.h}) sono tre:
2003 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
2004 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
2005 cancellazione sono state già completate,
2007 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
2010 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
2011 corso e non sono state cancellate.
2014 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
2015 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
2016 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
2017 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
2018 del loro avvenuto completamento.
2020 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
2021 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
2022 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
2023 specifica operazione; il suo prototipo è:
2024 \begin{prototype}{aio.h}
2025 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
2028 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
2029 operazioni specificate da \param{list}.
2031 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
2032 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2035 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2037 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2038 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2043 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
2044 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
2045 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
2046 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
2047 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
2048 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
2049 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
2050 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
2051 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
2053 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
2054 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
2055 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
2056 \begin{prototype}{aio.h}
2057 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
2060 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
2061 secondo la modalità \param{mode}.
2063 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2064 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2066 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2068 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
2069 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
2070 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
2071 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2072 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2077 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
2078 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
2079 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
2080 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
2081 che può prendere i valori:
2082 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2083 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
2084 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
2085 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
2087 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
2088 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
2089 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
2090 quelle non completate.
2092 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
2093 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
2094 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
2095 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
2096 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
2097 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
2098 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
2101 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
2102 \label{sec:file_advanced_io}
2104 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
2105 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
2106 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
2107 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
2108 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
2109 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
2112 \subsection{File mappati in memoria}
2113 \label{sec:file_memory_map}
2115 \itindbeg{memory~mapping}
2116 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
2117 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
2118 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
2119 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
2120 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
2121 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
2125 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
2126 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
2127 mappatura in memoria di un file.}
2128 \label{fig:file_mmap_layout}
2131 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
2132 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
2133 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
2134 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
2135 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
2136 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
2137 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
2138 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
2139 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
2140 \textsl{memoria mappata su file}.
2142 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
2143 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
2144 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
2145 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
2146 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
2147 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
2150 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
2151 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
2152 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
2153 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
2154 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
2155 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
2158 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
2159 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
2160 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
2161 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
2162 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
2164 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
2165 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
2166 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
2171 \headdecl{sys/mman.h}
2173 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
2176 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
2178 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
2179 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
2180 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2182 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
2183 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
2184 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
2185 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
2186 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
2187 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
2188 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
2189 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
2190 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
2191 dimensione delle pagine).
2192 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
2193 \param{fd} è aperto in scrittura.
2194 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
2195 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
2196 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2197 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
2198 numero di mappature possibili.
2199 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
2201 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
2202 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
2203 l'opzione \texttt{noexec}.
2204 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
2205 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2210 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
2211 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
2212 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
2213 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
2219 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2221 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2224 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
2225 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
2226 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
2227 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
2230 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
2231 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
2232 \label{tab:file_mmap_prot}
2235 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
2236 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
2237 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
2238 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
2239 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
2240 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
2241 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
2242 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
2243 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
2244 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
2245 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
2247 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
2248 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
2249 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
2250 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
2251 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
2252 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
2257 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
2259 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2262 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
2263 da \param{start}, se questo non può essere usato
2264 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
2265 valore di \param{start} deve essere allineato
2266 alle dimensioni di una pagina.\\
2267 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
2268 riportati sul file e saranno immediatamente
2269 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
2270 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
2271 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
2272 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
2273 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
2274 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
2275 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
2276 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
2277 privata cui solo il processo chiamante ha
2278 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
2279 il meccanismo del \textit{copy on
2280 write} \itindex{copy~on~write} e
2281 salvate su swap in caso di necessità. Non è
2282 specificato se i cambiamenti sul file originale
2283 vengano riportati sulla regione
2284 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
2285 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
2286 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
2287 (veniva usato per segnalare che tentativi di
2288 scrittura sul file dovevano fallire con
2289 \errcode{ETXTBSY}).\\
2290 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
2291 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
2292 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
2293 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
2295 modifiche fatte alla regione mappata, in
2296 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
2297 memoria disponibile, si ha l'emissione di
2298 un \const{SIGSEGV}.\\
2299 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
2301 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
2302 che la mappatura deve essere effettuata con gli
2303 indirizzi crescenti verso il basso.\\
2304 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
2305 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
2306 ignorati.\footnotemark\\
2307 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
2308 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
2309 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
2310 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
2311 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
2312 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
2313 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
2314 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
2315 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
2316 necessarie alla mappatura.\\
2317 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
2318 non causa I/O.\footnotemark\\
2319 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
2320 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
2324 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
2325 \label{tab:file_mmap_flag}
2329 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
2330 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
2331 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
2332 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
2333 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
2334 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
2335 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
2338 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
2339 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
2340 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
2341 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
2342 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
2343 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
2344 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
2345 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
2347 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
2350 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
2351 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
2352 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
2353 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
2355 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
2356 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
2357 parleremo più avanti.}
2359 \begin{figure}[!htb]
2361 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
2362 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
2363 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
2364 \label{fig:file_mmap_boundary}
2368 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
2369 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
2370 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
2371 bordo della pagina successiva.
2373 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
2374 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
2375 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
2376 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
2377 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
2380 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
2381 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
2382 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
2383 quella della mappatura in memoria.
2385 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
2386 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
2387 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
2388 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
2389 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
2391 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
2392 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
2393 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
2394 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
2395 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
2396 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
2397 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
2398 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
2399 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
2400 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
2404 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
2405 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
2406 alla lunghezza richiesta.}
2407 \label{fig:file_mmap_exceed}
2410 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
2411 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
2412 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
2413 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
2414 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
2415 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
2416 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
2417 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
2420 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
2421 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
2422 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
2423 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
2424 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
2425 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
2426 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
2427 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
2428 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
2430 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
2431 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
2432 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
2433 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
2434 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
2435 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
2436 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
2438 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
2439 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
2440 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
2441 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
2442 del contenuto della memoria su cui è mappato.
2444 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
2445 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
2446 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
2447 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
2448 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
2449 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
2452 \headdecl{sys/mman.h}
2454 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
2456 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
2458 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2459 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2461 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
2462 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
2464 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
2465 precedentemente mappata.
2470 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
2471 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
2472 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
2473 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
2474 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
2475 del file aggiornato.
2480 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2482 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2485 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
2486 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
2487 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
2491 \caption{Le costanti che identificano i bit per la maschera binaria
2492 dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
2493 \label{tab:file_mmap_rsync}
2496 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
2497 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
2498 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
2499 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
2500 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
2501 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
2502 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
2503 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
2504 aggiornate ai nuovi valori.
2506 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
2507 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
2510 \headdecl{sys/mman.h}
2512 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
2514 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
2516 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2517 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2519 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
2520 precedentemente mappata.
2525 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
2526 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
2527 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
2528 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
2529 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
2530 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
2531 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
2532 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
2533 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
2535 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
2536 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
2537 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
2538 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
2539 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
2541 % \headdecl{unistd.h}
2542 \headdecl{sys/mman.h}
2544 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
2546 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
2549 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2550 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2552 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
2553 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
2554 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
2555 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
2556 ha solo accesso in lettura.
2557 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
2558 % necessarie all'interno del kernel.
2559 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
2562 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
2567 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
2568 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
2569 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
2570 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
2571 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
2572 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
2574 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
2575 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
2576 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
2577 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
2580 \headdecl{sys/mman.h}
2582 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
2583 new\_size, unsigned long flags)}
2585 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
2587 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
2588 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
2589 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
2592 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
2594 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
2595 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
2596 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
2597 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
2598 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
2599 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
2600 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
2606 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
2607 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
2608 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
2609 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
2610 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
2611 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
2612 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
2613 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
2614 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
2615 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
2616 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
2617 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
2619 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
2620 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
2621 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
2622 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
2623 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
2624 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
2625 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
2627 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
2628 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
2629 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
2630 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
2631 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
2632 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
2634 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
2635 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
2636 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
2637 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
2638 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
2639 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
2640 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
2641 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
2642 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
2643 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
2644 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
2646 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
2647 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
2648 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
2649 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
2650 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
2651 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
2652 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
2653 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
2654 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
2655 \textit{memory mapping}.
2657 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
2658 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
2659 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
2660 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
2661 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
2662 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
2663 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
2664 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
2666 \headdecl{sys/mman.h}
2668 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
2669 ssize\_t pgoff, int flags)}
2671 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
2673 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
2674 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2676 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
2677 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
2678 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
2683 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
2684 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
2685 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
2686 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
2687 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
2688 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
2691 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
2692 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
2693 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
2694 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
2695 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
2696 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
2697 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
2698 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2700 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2701 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2702 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2703 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2704 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2705 \textit{memory mapping}.
2707 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2708 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2709 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2710 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2711 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2712 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2713 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2714 interessate dal \textit{memory mapping}.
2716 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2717 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2718 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2719 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2720 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2721 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2722 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2723 \const{MAP\_POPULATE}.
2725 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2726 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2727 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2728 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2729 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2730 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2731 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2733 \itindend{memory~mapping}
2735 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
2736 \label{sec:file_multiple_io}
2738 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
2739 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
2740 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
2741 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
2742 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
2743 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
2746 Per questo motivo su BSD 4.2 sono state introdotte due nuove system call,
2747 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
2748 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} che
2749 permettono di effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su
2750 una serie di buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I
2751 relativi prototipi sono:
2753 \headdecl{sys/uio.h}
2755 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2756 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2758 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
2760 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
2761 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
2762 assumerà uno dei valori:
2764 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
2765 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
2766 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
2767 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
2768 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
2769 non ci sono dati in lettura.
2770 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2772 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
2773 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
2774 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
2775 scrittura eseguite su \param{fd}.}
2778 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
2779 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
2780 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
2781 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
2782 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
2784 \begin{figure}[!htb]
2785 \footnotesize \centering
2786 \begin{minipage}[c]{15cm}
2787 \includestruct{listati/iovec.h}
2790 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
2792 \label{fig:file_iovec}
2795 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
2796 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
2797 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
2798 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
2799 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
2800 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
2801 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
2802 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
2803 specificati nel vettore \param{vector}.
2805 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
2806 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
2807 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
2808 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
2809 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
2810 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
2811 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
2812 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
2814 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
2815 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
2816 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
2817 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
2818 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
2819 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
2820 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
2822 % TODO verificare cosa succederà a preadv e pwritev o alla nuova niovec
2823 % vedi http://lwn.net/Articles/164887/
2826 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e \func{splice}}
2827 \label{sec:file_sendfile_splice}
2829 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
2830 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
2831 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
2832 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
2834 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
2835 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
2836 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
2837 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
2838 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
2839 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
2840 questo tipo di situazioni.
2842 La prima funzione che si pone l'obiettivo di ottimizzare il trasferimento dei
2843 dati fra due file descriptor è \funcd{sendfile};\footnote{la funzione è stata
2844 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
2845 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
2846 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
2847 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
2848 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
2849 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il suo
2852 \headdecl{sys/sendfile.h}
2854 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
2857 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
2859 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
2860 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2863 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
2864 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
2865 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
2866 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
2868 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
2869 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
2872 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
2876 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
2877 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
2878 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
2879 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore, come le ordinarie \func{read} e
2880 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
2883 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
2884 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
2885 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
2886 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
2887 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
2888 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
2889 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
2890 letti da \param{in\_fd}.
2892 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
2893 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
2894 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
2895 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
2896 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
2897 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
2898 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
2899 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
2900 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
2901 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
2902 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
2903 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
2904 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
2905 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
2906 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
2908 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
2909 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
2910 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
2911 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
2912 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
2913 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
2914 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
2915 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
2916 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
2917 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
2918 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
2919 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2920 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
2921 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
2922 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
2923 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
2924 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
2926 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
2927 prestazioni, le motivazioni addotte non convincono del tutto e resta il dubbio
2928 se la scelta di disabilitarla sempre per il trasferimento di dati fra file di
2929 dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti di prestazioni infatti si
2930 può sempre fare ricorso all'uso successivo di, ma lasciare a disposizione la
2931 funzione consentirebbe se non altro, anche in assenza di guadagni di
2932 prestazioni, di semplificare la gestione della copia dei dati fra file,
2933 evitando di dover gestire l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro
2934 trasferimento; inoltre si avrebbe comunque il vantaggio di evitare inutili
2935 trasferimenti di dati da kernel space a user space e viceversa.
2937 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuto a
2938 partire dal kernel 2.6.17, della nuova system call \func{splice}. Lo scopo di
2939 questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
2940 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
2941 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
2942 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
2943 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
2944 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
2945 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
2946 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
2947 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
2948 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
2949 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
2950 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
2951 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
2952 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
2953 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
2954 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
2955 essa può essere effettivamente utilizzata.}
2957 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
2958 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
2959 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
2960 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
2961 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
2962 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
2963 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
2964 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
2965 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
2966 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
2967 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
2968 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
2969 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
2970 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
2971 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
2972 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
2973 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
2975 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
2976 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
2977 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
2978 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
2979 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
2980 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
2981 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
2982 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
2983 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
2984 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
2985 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
2990 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
2991 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
2993 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
2995 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
2996 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2999 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
3000 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
3001 aperti in lettura o scrittura.
3002 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
3003 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
3004 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
3005 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
3007 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3009 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
3010 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
3015 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
3016 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
3017 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
3018 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
3019 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
3020 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
3021 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
3022 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
3024 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
3025 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
3026 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
3027 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
3028 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
3029 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
3030 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
3031 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
3032 il suddetto file in modalità non bloccante).
3034 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
3035 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
3036 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
3037 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
3038 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
3039 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
3040 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
3041 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
3042 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
3043 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
3044 specificato come valore non nullo.
3046 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
3047 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
3048 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
3049 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
3050 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
3051 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
3052 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
3057 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3059 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3062 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
3063 di memoria contenenti i dati invece di
3064 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
3066 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
3067 bloccante; questo flag influisce solo sulle
3068 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
3069 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
3070 questo significa che la funzione potrà
3071 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
3072 file descriptor (a meno che anch'essi non
3073 siano stati aperti in modalità non
3075 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
3076 ulteriori dati in una \func{splice}
3077 successiva, questo è un suggerimento utile
3078 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
3079 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
3080 solo da \func{splice}, potrà essere
3081 implementato in futuro anche per
3082 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
3083 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
3084 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
3085 se impostato una seguente \func{splice} che
3086 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
3087 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
3088 essere copiate; per usare questa opzione i
3089 dati dovranno essere opportunamente allineati
3090 in posizione ed in dimensione alle pagine di
3091 memoria. Viene usato soltanto da
3095 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3096 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
3098 \label{tab:splice_flag}
3101 \footnotetext{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando possibile i
3102 meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti di dati (in
3103 maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano essere
3104 spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse saranno
3107 \footnotetext{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di gestione
3108 dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete, si veda
3109 la descrizione di \const{TCP\_CORK} in sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e
3110 quella di \const{MSG\_MORE} in sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
3112 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
3113 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
3116 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
3117 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
3118 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
3119 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
3120 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
3121 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
3122 fig.~\ref{fig:splice_example}.
3124 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
3125 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
3126 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
3127 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
3128 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
3132 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
3133 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
3134 \label{fig:splicecp_data_flux}
3137 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
3138 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
3139 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
3140 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
3141 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
3143 \begin{figure}[!phtb]
3144 \footnotesize \centering
3145 \begin{minipage}[c]{15cm}
3146 \includecodesample{listati/splicecp.c}
3149 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
3151 \label{fig:splice_example}
3154 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
3155 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
3156 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
3157 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
3158 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
3159 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
3160 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
3161 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
3163 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
3164 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
3165 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
3166 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
3167 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
3168 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
3169 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
3170 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
3171 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
3172 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
3173 (\texttt{\small 41--43}).
3175 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
3176 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
3177 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
3178 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
3179 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
3180 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
3181 del file di destinazione.
3183 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
3184 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
3185 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
3186 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
3187 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
3188 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
3189 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
3190 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
3191 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
3192 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
3193 presenti sul buffer.
3195 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
3196 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
3197 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
3198 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
3199 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
3201 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
3202 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
3203 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
3204 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
3205 genere di migliorare le prestazioni.
3207 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate altre
3208 due system call, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano la stessa
3209 infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
3210 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
3211 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
3212 descriptor, le tratteremo qui.
3214 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
3215 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria di un processo
3216 verso una \textit{pipe}, il suo prototipo è:
3219 \headdecl{sys/uio.h}
3221 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
3222 nr\_segs, unsigned int flags)}
3224 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
3226 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
3227 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3230 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
3231 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
3232 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
3233 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
3234 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3240 La \textit{pipe} dovrà essere specificata tramite il file descriptor
3241 corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si faccia riferimento
3242 a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali zone di memoria devono
3243 essere trasferita si deve utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec}
3244 (vedi fig.~\ref{fig:file_iovec}), con le stesse con cui le si usano per l'I/O
3245 vettorizzato; le dimensioni del suddetto vettore devono essere passate
3246 nell'argomento \param{nr\_segs} che indica il numero di segmenti di memoria da
3247 trasferire. Sia per il vettore che per il valore massimo di \param{nr\_segs}
3248 valgono le stesse limitazioni illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
3250 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
3251 pipe, in generale (se i dati una volta creati non devono essere riutilizzati)
3252 è opportuno utilizzare il flag \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa si che il
3253 kernel possa rimuovere le relative pagine dallo spazio degli indirizzi del
3254 processo, e scaricarle nella cache, così che queste possono essere utilizzate
3255 immediatamente senza necessità di eseguire una copia dei dati che contengono.
3257 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
3258 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
3259 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
3260 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
3261 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
3262 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
3266 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
3269 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
3271 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
3272 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3275 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
3276 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
3277 stessa \textit{pipe}.
3278 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3284 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
3285 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
3286 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
3287 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
3288 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
3289 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
3290 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}).
3292 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
3293 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
3294 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
3295 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
3296 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
3297 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
3298 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
3299 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
3300 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
3301 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
3302 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
3303 allegati alla guida.
3305 \begin{figure}[!htbp]
3306 \footnotesize \centering
3307 \begin{minipage}[c]{15cm}
3308 \includecodesample{listati/tee.c}
3311 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
3312 standard input sullo standard output e su un file.}
3313 \label{fig:tee_example}
3316 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
3317 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
3318 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
3319 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
3320 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
3322 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
3323 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
3324 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
3325 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
3326 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
3327 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
3328 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
3329 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
3330 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
3332 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
3333 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
3334 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
3335 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
3336 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
3337 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
3338 fig.~\ref{fig:splice_example}).
3340 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
3341 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
3342 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
3343 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
3344 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
3345 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
3346 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
3347 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
3348 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
3349 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
3350 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
3351 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
3353 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
3356 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
3357 \label{sec:file_fadvise}
3359 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
3360 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
3361 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
3362 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
3363 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
3364 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
3366 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
3367 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
3368 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
3369 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
3370 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
3371 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
3372 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
3375 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
3376 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
3377 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
3378 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
3379 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
3380 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
3381 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
3385 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
3387 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
3389 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3390 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3392 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3393 valido o non è aperto in lettura.
3394 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
3395 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
3400 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
3401 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
3402 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
3403 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
3404 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
3405 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
3406 \param{offset} e \param{count} arrotondati di conseguenza.
3408 La funzione estende quello che è un comportamento normale del
3409 kernel\footnote{per ottimizzare gli accessi al disco il kernel quando si legge
3410 un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre una lettura
3411 anticipata di una certa quantità di dati; questo meccanismo viene chiamato
3412 \textit{readahead}, da cui deriva il nome della funzione.} effettuando la
3413 lettura in cache della sezione richiesta e bloccandosi fintanto che questa non
3414 viene completata. La posizione corrente sul file non viene modificata ed
3415 indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la lettura dei dati si
3416 interrompe una volta raggiunta la fine del file.
3418 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
3419 all'interno del programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
3420 dati saranno necessari in seguito. Si potrà così concentrare in un unico
3421 momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la lettura, così da ottenere
3422 una migliore risposta nelle operazioni successive.
3424 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
3425 POSIX.1-2001 dalla funzione \funcd{posix\_fadvise},\footnote{anche se
3426 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
3427 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
3428 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
3429 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
3430 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
3431 opportune ottimizzazioni; il suo prototipo, che può è disponibile solo se si
3432 definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
3436 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
3438 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
3440 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3441 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3443 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3445 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
3446 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
3447 (come una pipe o un socket).
3448 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
3449 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
3454 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
3455 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
3456 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
3457 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
3458 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
3459 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
3460 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
3461 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}. Si tenga presente comunque
3462 che la funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il
3463 kernel, che utilizza semplicemente l'informazione.
3468 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3470 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3473 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
3474 riguardo le modalità di accesso, il
3475 comportamento sarà identico a quello che si
3476 avrebbe senza nessun avviso.\\
3477 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
3478 accedere ai dati specificati in maniera
3479 sequenziale, a partire dalle posizioni più
3481 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
3482 completamente causale.\\
3483 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
3484 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
3485 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
3488 \caption{Valori dei bit dell'argomento \param{advice} di
3489 \func{posix\_fadvise} che indicano la modalità con cui si intende accedere
3491 \label{tab:posix_fadvise_flag}
3494 Anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della memoria virtuale ed
3495 al meccanismo standard del \textit{readahead} utilizzato dal kernel; in
3496 particolare con \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione
3497 dell'ammontare di dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi
3498 appunto una lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con
3499 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} si disabilita del tutto il suddetto meccanismo,
3500 dato che con un accesso del tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati
3501 immediatamente successivi gli attuali; infine l'uso di
3502 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di riportarsi al comportamento di
3505 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
3506 danno invece inizio ad una lettura in cache della regione del file indicata.
3507 La quantità di dati che verranno letti è ovviamente limitata in base al carico
3508 che si viene a creare sul sistema della memoria virtuale, ma in genere una
3509 lettura di qualche megabyte viene sempre soddisfatta (ed un valore superiore è
3510 solo raramente di qualche utilità). In particolare l'uso di
3511 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può considerare l'equivalente POSIX di
3514 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
3515 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
3516 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
3517 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
3518 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
3519 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
3520 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
3521 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
3523 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
3524 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
3525 specifica per le operazioni di scrittura, \func{posix\_fallocate},\footnote{la
3526 funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94.} che consente di
3527 preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
3528 fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
3529 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
3533 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
3535 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
3537 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
3538 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
3539 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
3541 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3542 valido o non è aperto in scrittura.
3543 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
3545 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
3546 la dimensione massima consentita per un file.
3547 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
3549 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
3551 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
3556 La funzione si assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
3557 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
3558 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
3559 se questa si estende oltre la fine del file le dimensioni di quest'ultimo
3560 saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con successo la
3561 funzione è garantito che una scrittura nella regione indicata non fallirà per
3562 mancanza di spazio disco.
3566 % TODO documentare \func{posix\_fadvise}
3567 % vedi http://insights.oetiker.ch/linux/fadvise.html
3568 % questo tread? http://www.ussg.iu.edu/hypermail/linux/kernel/0703.1/0032.html
3570 % TODO documentare \func{fallocate}, introdotta con il 2.6.23
3571 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
3572 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
3573 % \func{fallocate} con il 2.6.25 supporta pure XFS
3576 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
3577 %\label{sec:file_io_port}
3579 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
3580 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
3586 \section{Il file locking}
3587 \label{sec:file_locking}
3589 \index{file!locking|(}
3591 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
3592 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
3593 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
3594 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
3595 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
3596 in cui essi opereranno.
3598 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
3599 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
3600 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
3601 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
3602 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
3605 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
3606 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
3607 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
3608 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
3609 delle operazioni di scrittura.
3613 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
3614 \label{sec:file_record_locking}
3616 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
3617 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
3618 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
3619 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
3620 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
3621 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
3622 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
3623 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
3624 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
3625 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
3626 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
3627 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
3628 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
3629 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
3630 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
3631 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
3632 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
3633 utilizzando le relative funzioni.
3635 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
3636 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
3637 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
3638 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
3639 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
3640 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
3641 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
3642 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
3643 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
3644 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
3645 proteggere il loro accesso in lettura.
3647 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
3648 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
3649 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
3650 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
3651 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
3652 proteggere il suo accesso in scrittura.
3657 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
3659 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
3661 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
3664 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
3665 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
3668 \caption{Tipologie di file locking.}
3669 \label{tab:file_file_lock}
3672 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
3673 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
3674 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
3675 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
3676 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
3677 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
3679 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
3680 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
3681 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
3682 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
3683 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
3684 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
3685 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
3686 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
3687 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
3688 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
3689 menzionate, nel successo della richiesta.
3691 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
3692 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
3693 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
3694 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
3695 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
3699 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
3700 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
3701 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
3704 \subsection{La funzione \func{flock}}
3705 \label{sec:file_flock}
3707 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
3708 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
3709 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
3710 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
3712 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3714 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3715 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3717 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
3718 specificato \const{LOCK\_NB}.
3723 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
3724 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
3725 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
3726 essere passato utilizzando le costanti riportate in
3727 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
3732 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3734 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3737 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
3738 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
3739 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
3740 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
3741 richiesta di un \textit{file lock}.\\
3744 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
3745 \label{tab:file_flock_operation}
3748 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
3749 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
3750 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
3751 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
3752 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
3753 usare \const{LOCK\_UN}.
3755 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
3756 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
3757 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
3758 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
3759 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
3761 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
3762 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
3763 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
3764 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
3765 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
3766 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
3767 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
3768 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
3769 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
3770 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
3771 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
3772 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
3773 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
3774 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
3775 diversi che aprono lo stesso file.
3779 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
3780 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
3781 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
3782 \label{fig:file_flock_struct}
3785 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
3786 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
3787 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
3788 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
3789 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
3790 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
3791 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
3792 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
3793 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
3794 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
3795 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
3798 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
3799 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
3800 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
3801 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
3802 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
3803 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
3804 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
3805 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
3806 \func{dup} e \func{fork}.
3808 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
3809 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
3810 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
3811 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
3812 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
3813 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
3814 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
3815 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
3816 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
3817 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
3818 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
3820 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
3821 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
3822 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
3823 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
3824 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
3825 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
3826 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
3827 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
3828 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
3829 descriptor, il lock non viene rilasciato.
3831 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
3832 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
3833 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
3834 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
3835 server supportino questa funzionalità.
3838 \subsection{Il file locking POSIX}
3839 \label{sec:file_posix_lock}
3841 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
3842 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
3843 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
3844 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
3845 essa viene usata solo secondo il prototipo:
3846 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
3848 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3850 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3851 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3853 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
3854 \textit{file lock} da parte di altri processi.
3855 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
3856 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
3857 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
3858 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un lock su una regione bloccata da
3859 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
3860 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
3861 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
3862 riconosca sempre questa situazione.
3863 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
3864 di poter acquisire un lock.
3866 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
3870 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
3871 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
3872 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
3873 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
3874 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
3875 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
3876 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
3877 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
3878 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
3881 \begin{figure}[!bht]
3882 \footnotesize \centering
3883 \begin{minipage}[c]{15cm}
3884 \includestruct{listati/flock.h}
3887 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
3889 \label{fig:struct_flock}
3893 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
3894 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
3895 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
3896 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
3897 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
3898 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
3899 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
3900 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
3902 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
3903 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
3904 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
3905 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
3906 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
3907 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
3908 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
3913 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3915 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3918 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
3919 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
3920 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
3923 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
3924 \label{tab:file_flock_type}
3927 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
3928 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
3929 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
3930 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
3931 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
3932 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
3933 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
3935 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
3936 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
3937 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
3938 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
3939 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3940 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
3941 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
3942 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
3943 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
3944 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
3945 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
3946 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
3947 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
3948 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
3949 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
3951 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
3952 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
3953 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
3954 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
3955 con un errore di \errcode{EINTR}.
3958 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
3959 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
3960 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
3961 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
3962 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
3963 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
3964 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
3965 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
3966 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
3967 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
3969 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
3970 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
3971 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
3972 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
3973 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
3974 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
3975 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
3976 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
3977 stato effettivamente acquisito.
3980 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
3981 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
3982 \label{fig:file_flock_dead}
3985 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
3986 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
3987 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
3988 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
3989 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
3990 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
3991 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
3992 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
3993 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
3994 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
3995 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
3996 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
3997 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
4001 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
4002 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
4003 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
4004 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
4005 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
4006 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
4007 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
4008 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
4009 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
4010 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
4011 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
4012 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
4013 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
4014 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
4015 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
4016 \acr{pid} del processo.
4018 \begin{figure}[!bht]
4019 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
4020 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
4021 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
4022 \label{fig:file_posix_lock}
4025 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
4026 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
4027 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
4028 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
4029 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
4030 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
4031 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
4032 ed aggiunto alla lista.
4034 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
4035 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
4036 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
4037 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
4038 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
4039 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
4040 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
4041 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
4042 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
4044 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
4045 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
4046 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
4047 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
4048 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
4049 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
4050 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
4051 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
4052 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
4054 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
4055 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
4056 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
4057 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
4058 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
4059 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
4060 avranno sempre successo.
4062 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
4063 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
4064 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
4065 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
4066 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
4067 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
4068 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
4069 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
4070 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
4071 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
4072 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
4073 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
4074 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
4075 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
4076 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
4077 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
4078 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
4079 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
4081 \begin{figure}[!htb]
4082 \footnotesize \centering
4083 \begin{minipage}[c]{15cm}
4084 \includecodesample{listati/Flock.c}
4087 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
4088 \label{fig:file_flock_code}
4091 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
4092 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
4093 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
4094 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
4095 allegato nella directory dei sorgenti).
4097 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
4098 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
4099 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
4100 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
4101 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
4102 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
4103 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
4104 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
4105 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
4106 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
4107 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
4108 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
4110 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
4111 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
4112 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
4113 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
4114 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
4115 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
4116 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
4117 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
4120 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
4121 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
4122 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
4123 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
4124 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
4125 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
4126 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
4127 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
4128 esegue (\texttt{\small 41}).
4130 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
4131 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
4132 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
4133 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
4134 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
4135 lock vengono rilasciati.
4137 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
4138 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
4139 all'interno di un terminale il seguente comando:
4142 \begin{minipage}[c]{12cm}
4144 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
4147 \end{minipage}\vspace{1mm}
4149 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
4150 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
4151 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
4152 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
4153 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
4154 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
4157 \begin{minipage}[c]{12cm}
4159 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
4160 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4162 \end{minipage}\vspace{1mm}
4164 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
4165 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
4166 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
4167 file con il comando:
4170 \begin{minipage}[c]{12cm}
4172 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4173 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4175 \end{minipage}\vspace{1mm}
4177 se invece blocchiamo una regione con:
4180 \begin{minipage}[c]{12cm}
4182 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
4185 \end{minipage}\vspace{1mm}
4187 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
4188 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
4189 sovrappongono avremo che:
4192 \begin{minipage}[c]{12cm}
4194 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
4195 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4197 \end{minipage}\vspace{1mm}
4199 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
4203 \begin{minipage}[c]{12cm}
4205 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
4208 \end{minipage}\vspace{1mm}
4210 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
4211 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
4214 \begin{minipage}[c]{12cm}
4216 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
4217 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4219 \end{minipage}\vspace{1mm}
4221 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
4223 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
4224 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
4225 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
4229 \begin{minipage}[c]{12cm}
4231 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
4233 \end{minipage}\vspace{1mm}
4235 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
4236 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
4240 \begin{minipage}[c]{12cm}
4242 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4244 \end{minipage}\vspace{1mm}
4246 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
4247 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
4248 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
4249 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
4252 \begin{minipage}[c]{12cm}
4254 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4257 \end{minipage}\vspace{3mm}
4260 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
4261 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
4262 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
4263 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
4266 \begin{minipage}[c]{12cm}
4268 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
4271 \end{minipage}\vspace{1mm}
4273 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
4274 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
4275 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
4276 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
4280 \subsection{La funzione \func{lockf}}
4281 \label{sec:file_lockf}
4283 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
4284 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
4285 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
4286 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
4287 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
4288 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
4290 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
4292 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4293 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4295 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
4296 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
4297 file è mappato in memoria.
4298 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
4299 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
4301 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
4305 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
4306 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
4307 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
4312 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
4314 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4317 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
4318 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
4319 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
4320 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file.\\
4321 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
4322 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
4323 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
4324 con un OR aritmetico dei valori.\\
4327 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
4328 \label{tab:file_lockf_type}
4331 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
4332 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
4333 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
4334 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
4335 affatto equivalente a \func{flock}).
4339 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
4340 \label{sec:file_mand_locking}
4342 \itindbeg{mandatory~locking|(}
4344 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
4345 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
4346 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
4347 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
4348 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
4349 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
4351 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
4352 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
4353 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
4354 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
4355 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
4356 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
4357 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
4358 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
4359 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
4360 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
4361 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
4362 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
4363 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
4364 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
4367 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
4368 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
4369 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
4370 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
4371 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
4372 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
4373 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
4374 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
4375 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
4376 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
4377 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
4378 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
4381 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
4382 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
4383 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
4384 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
4386 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
4387 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
4388 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
4389 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
4390 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
4393 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
4394 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
4395 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
4396 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
4398 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
4399 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
4400 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
4401 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
4404 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
4405 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
4406 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
4407 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
4408 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
4409 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
4410 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
4411 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
4412 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
4414 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
4415 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
4416 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
4417 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
4418 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
4419 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
4420 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
4421 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
4422 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
4423 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
4424 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
4425 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
4426 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
4427 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
4428 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
4429 possibilità di modificare il file.
4431 \index{file!locking|)}
4433 \itindend{mandatory~locking|(}
4436 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4437 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4438 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4439 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4440 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4441 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4442 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4443 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4444 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4445 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4446 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4447 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4448 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4449 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4450 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4451 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4452 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4453 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4454 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4455 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
4456 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
4457 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
4458 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
4459 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
4460 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
4461 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
4462 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
4463 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
4464 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
4465 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
4466 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
4467 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
4468 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
4469 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
4470 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
4471 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
4472 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
4473 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
4474 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
4475 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
4476 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
4477 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
4478 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
4479 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
4480 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
4481 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
4482 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
4485 %%% Local Variables:
4487 %%% TeX-master: "gapil"
4489 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG