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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \index{file!locking|(}
29 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
30 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
31 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
32 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
33 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
34 in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce,\footnote{in realtà con Linux questo avviene
98 solo dalla serie 2.0 dei kernel.} che pertanto possono coesistere senza
101 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
102 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
103 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
104 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
105 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
106 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
107 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
109 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
110 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
111 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
112 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
113 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
119 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
121 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
123 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
126 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
127 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
130 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
131 \label{tab:file_file_lock}
134 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
135 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
136 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
137 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
138 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
139 un \textit{write lock}).
142 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
143 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
144 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
147 \subsection{La funzione \func{flock}}
148 \label{sec:file_flock}
150 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
151 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per
152 richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo
154 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
156 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
158 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
159 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
161 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
162 specificato \const{LOCK\_NB}.
167 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
168 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
169 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
170 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
171 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
176 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
178 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
181 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
182 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
183 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
184 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
185 richiesta di un \textit{file lock}.\\
188 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
189 \label{tab:file_flock_operation}
192 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
193 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
194 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
195 bloccherà qualora il \textit{file lock} non possa essere acquisito, ma
196 ritornerà subito con un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un
197 \textit{file lock} si dovrà invece usare \const{LOCK\_UN}.
199 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
200 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
201 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
202 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
203 facendo fallire la riacquisizione.
205 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
206 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
207 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
208 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
209 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
212 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
213 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
214 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
215 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
216 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
217 per entrambe le interfacce.
219 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
220 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
221 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
222 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
223 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
224 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di
225 inode\index{inode},\footnote{in particolare, come accennato in
226 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono mantenuti in una
227 \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
228 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
229 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
230 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
231 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
232 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
233 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
234 diversi che aprono lo stesso file.
238 \includegraphics[width=15.5cm]{img/file_flock}
239 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
240 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
241 \label{fig:file_flock_struct}
244 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
245 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
246 un nuovo elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.}
247 Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la semantica della funzione
248 prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un
249 \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori riferimenti allo
250 stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema di
251 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file lock}
252 un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di
253 \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati
254 con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file
255 table} da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare.
257 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
258 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
259 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
260 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
261 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
262 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
263 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
264 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
265 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
267 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
268 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
269 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
270 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
271 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
272 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
273 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
274 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
275 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
276 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
277 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
280 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
281 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
282 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
283 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
284 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
285 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
286 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
287 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
288 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
289 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
292 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
293 \label{sec:file_posix_lock}
295 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
296 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
297 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
298 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
299 essa viene usata solo secondo il seguente prototipo:
300 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
302 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
304 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
305 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
307 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
308 \textit{file lock} da parte di altri processi.
309 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
310 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
311 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
312 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
313 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
314 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
315 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
316 riconosca sempre questa situazione.
317 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
318 di poter acquisire un \textit{file lock}.
320 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
324 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
325 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
326 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
327 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
328 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
329 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
330 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
331 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
332 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
333 con un'altra regione bloccata.
336 \footnotesize \centering
337 \begin{minipage}[c]{15cm}
338 \includestruct{listati/flock.h}
341 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
342 \textit{file locking}.}
343 \label{fig:struct_flock}
347 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
348 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
349 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
350 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
351 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
352 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
353 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
354 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
356 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
357 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
358 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
359 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
360 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
361 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
362 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
367 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
369 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
372 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
373 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
374 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
377 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
378 \label{tab:file_flock_type}
381 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
382 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
383 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
384 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
385 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
386 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
387 \const{F\_GETLK}, e riporta il \acr{pid} del processo che detiene il
390 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
391 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
392 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
393 l'azione da compiere; i valori relativi al \textit{file locking} sono tre:
394 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
395 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
396 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
397 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
398 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
399 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
400 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
401 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
402 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel
403 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
404 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
405 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
406 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
407 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
408 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
409 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
410 con un errore di \errcode{EINTR}.
413 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
414 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
415 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
416 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
417 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
418 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
419 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
420 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
421 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
422 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
423 per indicare quale è la regione bloccata.
425 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
426 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
427 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
428 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
429 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
430 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
431 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
432 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
433 stato effettivamente acquisito.
436 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
437 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
438 \label{fig:file_flock_dead}
441 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
442 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
443 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
444 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
445 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
446 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
447 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
448 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
449 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
450 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
451 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
452 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
453 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
456 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
457 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
458 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
459 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
460 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
461 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
462 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
463 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
464 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
465 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
466 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
467 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
468 usato.} il blocco è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
469 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
470 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
471 \acr{pid} del processo.
474 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
475 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
476 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
477 \label{fig:file_posix_lock}
480 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
481 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
482 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
483 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
484 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
485 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
486 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
487 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
489 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
490 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
491 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
492 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
493 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
494 figlio avrà un \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una
495 \func{exec} in quanto il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al
496 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
497 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
499 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
500 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
501 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
502 un blocco, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da
503 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
504 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
505 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
506 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
507 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
509 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
510 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
511 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
512 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
513 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
514 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
515 avranno sempre successo.
517 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
518 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
519 cioè si richiede più volte lo stesso \textit{file lock}, o più blocchi sulla
520 stessa sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola
521 richiesta di rilascio per cancellare il blocco.} la cosa non ha alcun
522 effetto; la funzione ritorna con successo, senza che il kernel debba
523 modificare la lista dei \textit{file lock}. In questo caso invece si possono
524 avere una serie di situazioni diverse: ad esempio è possibile rimuovere con
525 una sola chiamata più \textit{file lock} distinti (indicando in una regione
526 che si sovrapponga completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo
527 una parte di un blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella
528 di un altro blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri
529 \textit{file lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si
530 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
531 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
532 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
533 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
534 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
535 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
538 \footnotesize \centering
539 \begin{minipage}[c]{15cm}
540 \includecodesample{listati/Flock.c}
543 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
544 \label{fig:file_flock_code}
547 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
548 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
549 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
550 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
551 allegato nella directory dei sorgenti).
553 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
554 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
555 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
556 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
557 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
558 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
559 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
560 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
561 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
562 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
563 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
564 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
567 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
568 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
569 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
570 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
571 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
572 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
573 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
574 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
577 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
578 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
579 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
580 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
581 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
582 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
583 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
584 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
585 esegue (\texttt{\small 41}).
587 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
588 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
589 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
590 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
591 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
592 tutti i blocchi vengono rilasciati.
594 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
595 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
596 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
599 \begin{minipage}[c]{12cm}
601 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
604 \end{minipage}\vspace{1mm}
606 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
607 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
608 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
609 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
610 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
611 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
614 \begin{minipage}[c]{12cm}
616 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
617 Failed lock: Resource temporarily unavailable
619 \end{minipage}\vspace{1mm}
621 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
622 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
623 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
624 del file con il comando:
627 \begin{minipage}[c]{12cm}
629 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
630 Failed lock: Resource temporarily unavailable
632 \end{minipage}\vspace{1mm}
634 se invece blocchiamo una regione con:
637 \begin{minipage}[c]{12cm}
639 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
642 \end{minipage}\vspace{1mm}
644 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
645 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
646 regioni si sovrappongono avremo che:
649 \begin{minipage}[c]{12cm}
651 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
652 Failed lock: Resource temporarily unavailable
654 \end{minipage}\vspace{1mm}
656 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
660 \begin{minipage}[c]{12cm}
662 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
665 \end{minipage}\vspace{1mm}
667 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
668 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
671 \begin{minipage}[c]{12cm}
673 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
674 Failed lock: Resource temporarily unavailable
676 \end{minipage}\vspace{1mm}
678 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
680 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
681 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
682 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
686 \begin{minipage}[c]{12cm}
688 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
690 \end{minipage}\vspace{1mm}
692 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
693 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
694 essere acquisito otterremo:
697 \begin{minipage}[c]{12cm}
699 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
701 \end{minipage}\vspace{1mm}
703 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
704 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
705 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
706 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
709 \begin{minipage}[c]{12cm}
711 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
714 \end{minipage}\vspace{3mm}
717 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
718 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
719 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
720 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
724 \begin{minipage}[c]{12cm}
726 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
729 \end{minipage}\vspace{1mm}
731 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
732 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
733 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
734 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
738 \subsection{La funzione \func{lockf}}
739 \label{sec:file_lockf}
741 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
742 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
743 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
744 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
745 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
746 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
748 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
750 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
751 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
753 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
754 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
755 file è mappato in memoria.
756 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
757 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
758 dei \textit{file lock}.
760 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
764 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
765 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
766 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
771 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
773 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
776 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
777 mantenere un blocco condiviso sullo stesso file.\\
778 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
779 alla volta può mantenere un blocco esclusivo su un file.\\
780 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
781 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il blocco non è disponibile,
782 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
783 con un OR aritmetico dei valori.\\
786 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
787 \label{tab:file_lockf_type}
790 Qualora il blocco non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
791 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
792 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
793 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
794 affatto equivalente a \func{flock}).
798 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
799 \label{sec:file_mand_locking}
801 \itindbeg{mandatory~locking|(}
803 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
804 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
805 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
806 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
807 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
808 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
810 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
811 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
812 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
813 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
814 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
815 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
816 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
817 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
818 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
819 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
820 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
821 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
822 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
823 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
826 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
827 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
828 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
829 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
830 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
831 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
832 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
833 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
834 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
835 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
836 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
837 \func{mount} riportata in tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
838 \code{-o mand} per il comando omonimo).
840 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
841 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
842 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
843 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
846 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
847 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
848 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
849 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
850 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
851 direttamente il \textit{file locking}.
853 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
854 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
855 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
856 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
859 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
860 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
861 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
862 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
863 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
865 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
866 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
867 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
868 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
869 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
870 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
871 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
872 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
873 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
875 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
876 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
877 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso
878 infatti, quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si
879 ha un accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia
880 impossibile eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
881 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
882 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
883 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
884 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
885 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
886 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
887 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
888 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
889 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
890 possibilità di modificare il file.
892 \index{file!locking|)}
894 \itindend{mandatory~locking|(}
897 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
898 \label{sec:file_multiplexing}
901 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
902 su molti file usando le funzioni illustrate in
903 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
904 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
905 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
906 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
907 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
911 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
912 \label{sec:file_noblocking}
914 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
915 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
916 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
917 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
918 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
919 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
920 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
921 descrittore su cui si sta operando.
923 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
924 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
925 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
926 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
927 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
928 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
929 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
930 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
931 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
932 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
933 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
934 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
936 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
937 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
938 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
939 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
940 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
941 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
942 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
943 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
944 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
945 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
946 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
949 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
950 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
951 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
952 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
953 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
954 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
956 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
957 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
958 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
959 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
960 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
961 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
964 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
965 \label{sec:file_select}
967 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
968 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
969 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
970 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
971 \funcd{select}, il cui prototipo è:
973 \headdecl{sys/time.h}
974 \headdecl{sys/types.h}
976 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
977 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
979 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
982 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
983 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
984 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
986 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
988 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
989 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
990 o un valore non valido per \param{timeout}.
992 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
996 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
997 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
998 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
999 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1002 \itindbeg{file~descriptor~set}
1004 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1005 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1006 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1007 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1008 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1009 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1010 opportune macro di preprocessore:
1012 \headdecl{sys/time.h}
1013 \headdecl{sys/types.h}
1015 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1016 Inizializza l'insieme (vuoto).
1018 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1019 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1021 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1022 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1024 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1025 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1028 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1029 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1030 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1031 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1032 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1033 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1034 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1035 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1037 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1038 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1039 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1040 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1041 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1043 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1044 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1045 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1046 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1047 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1048 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1049 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1050 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1051 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1052 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1053 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1054 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1055 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1057 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1058 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1059 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1060 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1061 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1062 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1063 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1064 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1065 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1066 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1069 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1070 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1071 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1072 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1073 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1074 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1076 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1077 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1078 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1079 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1080 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1081 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1082 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1083 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1084 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1087 \itindend{file~descriptor~set}
1089 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1090 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1091 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1092 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1093 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1094 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1095 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1096 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1098 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1099 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1100 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1101 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1102 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1103 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1104 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1105 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1106 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1107 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1108 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1110 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1111 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1112 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1113 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1114 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1115 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1116 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1118 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1119 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1120 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1121 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1122 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1123 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1125 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1126 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1127 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1128 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1129 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
1130 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1131 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1132 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
1133 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
1134 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1135 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1136 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1137 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1138 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1139 \begin{prototype}{sys/select.h}
1140 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1141 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1143 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1146 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1147 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1148 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1150 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1152 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1153 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1154 o un valore non valido per \param{timeout}.
1156 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1159 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1160 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1161 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1162 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
1163 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
1164 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
1165 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
1166 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
1167 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
1168 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1169 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1172 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1173 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1174 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1175 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
1176 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
1177 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
1178 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1179 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1180 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1181 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1183 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1184 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1185 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1186 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1187 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1188 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1189 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1190 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1191 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1193 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1194 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1195 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1196 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
1197 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
1198 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1199 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
1200 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
1201 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
1202 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
1203 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
1204 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
1205 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
1206 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
1207 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1208 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1209 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1210 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1211 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1214 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1215 \label{sec:file_poll}
1217 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1218 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1219 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1220 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1221 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1223 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1224 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1226 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1229 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1230 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1231 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1233 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1235 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1236 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1237 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1239 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1242 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1243 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1244 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1245 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1246 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1247 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1248 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1249 \textsl{non-bloccante}).
1251 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1252 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1253 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1254 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1255 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1256 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1257 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1258 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1259 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1260 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1261 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1262 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1264 \begin{figure}[!htb]
1265 \footnotesize \centering
1266 \begin{minipage}[c]{15cm}
1267 \includestruct{listati/pollfd.h}
1270 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1271 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1272 \label{fig:file_pollfd}
1275 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1276 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1277 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1278 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1279 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1280 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1281 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1286 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1288 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1291 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1292 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1293 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1294 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1297 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1298 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1299 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1301 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1302 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1303 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1304 socket.\footnotemark\\
1305 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1307 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1310 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1311 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1312 \label{tab:file_pollfd_flags}
1315 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1316 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1317 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1318 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1319 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1320 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1322 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1323 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1324 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1325 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1326 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1327 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1328 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1329 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1330 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1331 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1332 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1334 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1335 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1336 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1337 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1338 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1339 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1340 file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
1343 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1344 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1345 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1346 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1347 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1348 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1349 tramite \var{errno}.
1351 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1352 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1353 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1354 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1355 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1356 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1357 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1358 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1359 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1360 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1363 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1364 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1365 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1366 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1367 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1370 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1371 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1372 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1373 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1374 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1376 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1377 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1378 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1379 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1381 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1382 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1383 const sigset\_t *sigmask)}
1385 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1388 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1389 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1390 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1392 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1394 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1395 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1396 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1398 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1401 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1402 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1403 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1404 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1405 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1406 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1407 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1409 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1410 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1411 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1412 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1413 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1414 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1415 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1416 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1417 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1421 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1422 \label{sec:file_epoll}
1426 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1427 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1428 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1429 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1430 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1431 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1432 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1433 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1434 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1436 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1437 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1438 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1439 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1440 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1441 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1442 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1443 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1444 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1445 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1446 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1448 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1449 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1450 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1451 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1452 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1453 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1454 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1455 presentano attività.
1457 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1458 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1459 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1460 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1461 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1462 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1463 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1464 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1465 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1466 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1467 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1468 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1471 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1472 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1473 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1474 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1475 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1476 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1477 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
1478 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1479 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1481 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1482 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1483 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1484 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1485 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1486 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1487 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1488 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1489 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1490 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1491 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1493 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1494 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1495 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1496 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1497 file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}. Il
1498 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
1499 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
1500 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1501 {int epoll\_create(int size)}
1503 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1505 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1506 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1508 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1510 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1512 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1518 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
1519 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
1520 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
1521 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
1522 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
1523 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
1524 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1525 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
1526 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
1528 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1529 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1530 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1531 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1532 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1533 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1535 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1537 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1538 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1540 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1542 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1543 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1544 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1545 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1546 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1547 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1548 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1549 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1550 l'operazione richiesta.
1551 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1556 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1557 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1558 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1559 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1560 delle operazioni cui fanno riferimento.
1565 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1567 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1570 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1571 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1572 controllati tramite \param{epfd}, in
1573 \param{event} devono essere specificate le
1574 modalità di osservazione.\\
1575 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1576 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1578 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1579 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1582 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1583 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1584 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1587 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1588 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1589 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1590 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1591 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1592 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1594 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1595 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1596 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1597 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1598 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1599 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1600 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
1601 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL}.}
1603 \begin{figure}[!htb]
1604 \footnotesize \centering
1605 \begin{minipage}[c]{15cm}
1606 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1609 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1610 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1612 \label{fig:epoll_event}
1615 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1616 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1617 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1618 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1619 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1621 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1622 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1623 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1624 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
1625 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
1626 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
1627 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
1632 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1634 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1637 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1638 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1639 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1640 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1641 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1642 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1643 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1644 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
1645 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1646 disponibili in lettura (analogo di
1647 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1648 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1650 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1651 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1652 viene comunque riportata in uscita, e non è
1653 necessaria impostarla in ingresso.\\
1654 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
1655 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1656 triggered} per il file descriptor associato.\\
1657 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1658 descriptor associato.\footnotemark\\
1661 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1662 \struct{epoll\_event}.}
1663 \label{tab:epoll_events}
1666 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
1668 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1669 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1670 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1671 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1672 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1673 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1674 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1675 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1676 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1677 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1678 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1681 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1682 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1683 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1684 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1685 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1686 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1687 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1689 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1690 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1691 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1692 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1693 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1695 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1696 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1697 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1698 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1699 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1700 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1701 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1702 logica \textit{edge triggered}.}
1704 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1705 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1706 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1707 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1708 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1709 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1710 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1711 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1713 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1714 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1715 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1716 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1717 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1720 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1722 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1723 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1724 assumerà uno dei valori:
1726 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1727 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1728 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1729 della scadenza di \param{timeout}.
1730 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1731 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1736 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1737 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1738 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1739 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1740 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1741 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1742 con l'argomento \param{maxevents}.
1744 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1745 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1746 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1747 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1748 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1749 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1752 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1753 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1754 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1755 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1756 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1757 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1758 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1759 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1760 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1762 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1763 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1764 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1765 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1766 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1767 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1768 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1769 luce delle modifiche.
1771 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1772 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1773 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1774 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1775 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1776 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1777 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1778 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1779 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1780 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1782 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1783 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1784 contemporaneamente, per far questo di nuovo è necessaria una variante della
1785 funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una maschera di
1786 segnali, analoga alle precedenti estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} di
1787 \func{select} e \func{poll}; in questo caso la funzione si chiama
1788 \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata introdotta a partire dal
1789 kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di \textit{epoll}, specifica di
1790 Linux.} ed il suo prototipo è:
1791 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1792 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1793 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1795 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1798 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1799 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1800 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1804 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1805 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
1806 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
1807 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
1809 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1811 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1812 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1813 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1814 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1815 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1816 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1817 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1822 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1823 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1825 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1826 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1827 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1828 l'I/O multiplexing, tanto che per evitare possibili \itindex{race~condition}
1829 \textit{race condition} sono state introdotte estensioni dello standard POSIX e
1830 funzioni apposite come \func{pselect}, \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1832 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1833 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1834 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1835 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1836 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1837 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1838 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1839 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1840 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1841 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1843 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1844 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1845 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1846 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1847 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1848 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1849 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1850 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1851 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1852 \index{system~call~lente} system call lente che vengono interrotte e devono
1855 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1856 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1857 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1858 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1859 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1860 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i
1861 problemi di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo
1862 tutto il controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una
1863 gestione simile a quella dell'I/O multiplexing, ma non risolve i problemi
1864 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1865 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1866 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1868 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1869 introdurre un meccanismo alternativo alla notifica dei segnali (esteso anche
1870 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1871 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1872 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1873 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1874 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1876 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1877 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1878 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1879 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1880 osservazione con le ordinarie funzioni dell'I/O multiplexing (vale a dire con
1881 le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo stesso modo
1882 di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà attendere in
1883 contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di accesso ai dati
1884 relativi a questi ultimi.
1886 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1887 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è la
1888 interfacia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono in realtà due
1889 versioni diverse della \textit{system call}, la prima versione,
1890 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1891 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento, ed una seconda versione,
1892 \func{signalfd4}, che prende argomenti aggiuntivi, introdotta con il kernel
1893 2.6.27 che è quella che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9.}
1895 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1896 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1898 Crea o modifica un file descriptor pet la ricezione dei segnali.
1900 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1901 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1904 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1905 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1906 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1907 \item[\errcode{ENOMEN}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1908 descriptor di \func{signalfd}.
1909 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1910 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
1913 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
1917 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
1918 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
1919 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
1920 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
1921 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
1922 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
1923 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
1924 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
1925 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
1927 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
1928 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
1929 puntatore ad una maschera di segnali creata con l'uso delle apposite macro già
1930 illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}; la maschera deve indicare su quali
1931 segnali si intende operare con \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato
1932 con una successiva chiamata a \func{signalfd}. Dato che \const{SIGKILL} e
1933 \const{SIGSTOP} non possono essere intercettati (e non prevedono neanche la
1934 possibilità di un gestore) un loro inserimento nella maschera verrà ignorato,
1935 senza generare errori.
1937 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
1938 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
1939 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
1940 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
1941 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
1942 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.}
1947 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1949 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1952 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
1953 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
1954 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
1955 chiusura automatica del file descriptor nella
1956 esecuzione di \func{exec}.\\
1959 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
1960 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
1961 \label{tab:signalfd_flags}
1964 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
1965 sia eseguita leggendo dal file descriptor restituito dalla funzione. La
1966 lettura fornisce nel buffer indicato come secondo argomento alla funzione
1967 \func{read} una o più strutture \struct{signalfd\_siginfo} a seconda della
1968 dimensione dello stesso e del numero di segnali pendenti. Pertanto il buffer
1969 deve essere almeno di dimensione pari a \code{sizeof(signalfd\_siginfo)}; se
1970 di dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione
1972 % TODO trattare qui eventfd, signalfd e timerfd introdotte con il 2.6.22
1973 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
1974 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
1975 % http://lwn.net/Articles/245533/
1976 % http://lwn.net/Articles/267331/
1980 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
1981 \label{sec:file_asyncronous_access}
1983 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
1984 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
1985 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
1986 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
1987 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
1988 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
1989 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
1990 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
1991 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
1992 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
1993 operazioni di I/O volute.
1996 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
1997 \label{sec:file_asyncronous_operation}
1999 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2001 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
2002 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
2003 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
2004 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
2005 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
2006 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
2007 sez.~\ref{sec:file_fcntl}). In realtà parlare di apertura in modalità
2008 asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura del file
2009 vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che più
2010 propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2011 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2012 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2015 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2016 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2017 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2018 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2019 \const{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2020 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2021 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, selezionare con il comando
2022 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2023 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2024 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2025 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2028 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2030 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2031 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2032 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2033 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2034 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2035 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2036 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2037 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2038 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2039 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2042 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2043 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2044 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2045 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2046 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2047 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2048 verrebbero notificati una volta sola.
2050 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2051 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2052 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2053 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2054 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2055 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2056 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2058 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2059 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2060 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2061 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
2062 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2063 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2064 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2065 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2066 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2068 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2069 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2070 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2071 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2072 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2073 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2074 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2077 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2078 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2079 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2080 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2081 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2082 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2083 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2084 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2085 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2086 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
2088 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2090 \itindend{signal~driven~I/O}
2094 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2095 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2097 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2098 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2099 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2100 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2101 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2102 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2103 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2104 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2105 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2106 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2107 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2108 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2109 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2112 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2113 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2114 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2115 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2116 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2117 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2118 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2119 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2120 nessuna funzionalità di notifica.
2122 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2123 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2124 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2125 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2126 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2127 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2128 \itindex{polling} \textit{polling}.
2130 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2131 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2132 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2133 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2134 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2135 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2136 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
2138 \index{file!lease|(}
2140 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2141 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2142 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2143 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2144 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2146 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2147 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2148 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2149 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2150 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2151 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2152 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2153 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2154 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2155 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2157 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2158 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2159 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2160 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2161 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2162 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2164 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
2165 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
2166 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
2167 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
2168 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
2169 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
2170 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2175 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2177 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2180 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2181 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2182 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2185 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2186 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2187 \const{F\_GETLEASE}.}
2188 \label{tab:file_lease_fctnl}
2191 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2192 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2193 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2194 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2195 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2196 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2198 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2199 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2200 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2201 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2202 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2203 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2204 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2205 \textit{lease} su qualunque file.
2207 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2208 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2209 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2210 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2211 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2212 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2213 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2214 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2215 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2216 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2217 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2218 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2219 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2220 operazioni di lettura e scrittura.
2222 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2223 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2224 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2225 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2226 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2227 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2228 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2229 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2230 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2231 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2234 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2235 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2236 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2237 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2238 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2239 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2240 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2241 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2242 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2244 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2245 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2246 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2247 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2248 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2249 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2250 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2251 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2252 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2256 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2257 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2258 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2259 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2260 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2261 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2262 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2263 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
2264 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2265 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2266 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2267 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2268 \struct{siginfo\_t}.
2270 \index{file!lease|)}
2275 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2277 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2280 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2281 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2282 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2283 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2284 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2285 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2286 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2287 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2288 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2290 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2291 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2292 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2293 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2294 directory (con \func{rename}).\\
2295 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2296 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2298 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2302 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2303 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2304 \label{tab:file_notify}
2307 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2308 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2309 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2310 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2311 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2312 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2313 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2315 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2316 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2317 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2318 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2319 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2320 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2321 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2322 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2323 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2324 specificare un valore nullo.
2328 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2329 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2330 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2331 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2332 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2333 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2334 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2336 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2337 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2338 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2339 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2340 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2341 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2342 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2343 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2344 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2348 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2349 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2350 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2351 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2352 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2353 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2354 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2355 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2356 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2358 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2359 {int inotify\_init(void)}
2361 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2363 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2364 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2366 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2367 \textit{inotify} consentite all'utente.
2368 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2370 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2376 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2377 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2378 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2379 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2380 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2381 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2382 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2383 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2384 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2385 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2386 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2387 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2388 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2389 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2390 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2392 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2393 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2394 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2395 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2396 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
2397 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
2398 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
2399 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
2400 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
2401 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
2402 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
2403 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
2404 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
2405 saranno automaticamente rilasciate.
2407 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2408 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2409 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2410 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2411 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2412 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2413 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2414 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2415 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2417 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2419 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2420 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2422 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2423 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2424 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2425 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2426 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2428 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2431 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2432 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2433 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2434 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2435 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2436 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2437 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2438 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2439 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2440 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2441 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2442 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2443 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2444 un solo file descriptor.
2446 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2447 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2448 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2449 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2450 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2451 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2452 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2453 flag della prima parte.
2458 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2460 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2463 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2465 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2466 dell'inode (o sugli attributi
2468 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2469 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2471 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2473 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2474 directory in una directory sotto
2476 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2477 directory in una directory sotto
2479 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2480 directory) sotto osservazione.\\
2481 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2482 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2483 directory) sotto osservazione.\\
2484 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2485 directory sotto osservazione.\\
2486 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2487 directory sotto osservazione.\\
2488 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2490 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2491 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2492 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2493 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2494 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2495 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2496 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2500 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2501 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2502 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2503 \label{tab:inotify_event_watch}
2506 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2507 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2508 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2509 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2510 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2511 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2512 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
2513 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
2514 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
2519 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2521 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2524 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
2526 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
2527 nell'argomento \param{mask}, invece di
2529 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
2530 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
2532 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
2533 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
2534 quelli per i file che contiene.\\
2537 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2538 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
2539 modalità di osservazione.}
2540 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
2543 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
2544 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
2545 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
2546 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
2547 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
2549 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
2550 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
2551 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
2552 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
2553 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
2554 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
2555 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
2556 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
2557 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
2559 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
2560 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
2561 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
2562 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
2563 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
2564 sarà più notificato.
2566 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
2567 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
2568 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
2569 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
2570 la eventuale rimozione dello stesso.
2572 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
2573 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
2575 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2576 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
2578 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
2580 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
2581 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2583 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
2585 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
2586 non è associato ad una coda di notifica.
2591 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
2592 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
2593 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
2594 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
2595 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
2596 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
2597 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
2598 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
2599 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
2600 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
2601 \func{inotify\_rm\_watch}.
2603 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
2604 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
2605 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
2606 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
2607 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
2608 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
2609 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
2610 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
2612 \begin{figure}[!htb]
2613 \footnotesize \centering
2614 \begin{minipage}[c]{15cm}
2615 \includestruct{listati/inotify_event.h}
2618 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
2619 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
2620 \label{fig:inotify_event}
2623 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
2624 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
2625 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
2626 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
2627 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
2628 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
2629 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
2630 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
2631 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
2632 file che sono cambiati.
2634 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
2635 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
2636 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
2637 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
2638 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
2639 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
2640 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
2641 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
2642 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
2643 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
2644 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
2649 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2651 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2654 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
2655 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
2656 che in maniera implicita per la rimozione
2657 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
2658 filesystem su cui questo si trova.\\
2659 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
2660 (consente così di distinguere, quando si pone
2661 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
2662 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
2664 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
2665 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
2666 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
2667 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
2668 osservazione è stato smontato.\\
2671 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
2672 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
2673 \label{tab:inotify_read_event_flag}
2676 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
2677 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
2678 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
2679 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
2680 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
2681 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
2683 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
2684 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
2685 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
2686 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
2687 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
2689 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
2690 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
2691 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
2692 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
2693 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
2694 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
2695 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
2696 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
2697 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
2698 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
2699 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
2702 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
2703 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
2704 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
2705 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
2706 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
2707 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
2709 \begin{figure}[!htbp]
2710 \footnotesize \centering
2711 \begin{minipage}[c]{15cm}
2712 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
2715 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
2716 \label{fig:inotify_monitor_example}
2719 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
2720 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
2721 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
2722 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
2723 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
2724 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
2727 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
2728 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
2729 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
2730 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
2731 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
2732 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
2733 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
2734 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
2735 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
2736 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
2738 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
2739 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
2740 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
2741 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
2742 si saranno verificati eventi.
2744 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
2745 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
2746 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
2747 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
2748 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
2749 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
2750 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
2751 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
2752 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
2755 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
2756 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
2757 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
2758 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
2759 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
2760 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
2761 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
2762 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
2763 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
2764 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
2765 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
2766 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
2768 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
2769 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
2770 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
2771 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
2772 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
2773 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
2774 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
2775 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
2776 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
2777 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
2778 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
2779 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
2780 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
2781 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
2783 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
2784 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
2787 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
2789 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2792 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2796 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
2797 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
2798 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
2799 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
2800 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
2801 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
2802 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
2803 tale evenienza non si verificherà mai.
2805 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
2806 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
2807 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
2808 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
2809 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
2810 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
2811 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
2812 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
2813 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
2814 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
2815 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
2816 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
2817 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
2818 chiamata di \func{read}.
2820 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
2821 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
2822 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
2823 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
2824 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
2825 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
2826 raggruppati in un solo evento.
2830 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
2831 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
2834 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
2835 \label{sec:file_asyncronous_io}
2837 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
2838 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
2839 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
2840 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
2841 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
2842 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
2843 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
2845 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
2846 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
2847 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
2848 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
2849 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
2850 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
2851 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
2852 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
2855 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
2856 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
2857 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
2858 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
2859 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
2860 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
2861 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
2864 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
2865 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
2866 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
2867 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
2868 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
2869 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
2870 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
2872 \begin{figure}[!htb]
2873 \footnotesize \centering
2874 \begin{minipage}[c]{15cm}
2875 \includestruct{listati/aiocb.h}
2878 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
2880 \label{fig:file_aiocb}
2883 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
2884 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
2885 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
2886 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
2887 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
2888 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
2889 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
2890 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
2891 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
2892 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
2893 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
2894 del blocco di dati da trasferire.
2896 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
2897 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
2898 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
2899 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
2900 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
2901 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
2902 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
2903 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
2904 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
2905 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
2906 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
2908 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
2909 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
2910 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
2911 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
2912 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
2914 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
2915 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
2916 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
2917 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
2921 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
2922 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
2924 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
2925 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
2928 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2929 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2931 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
2932 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2933 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
2934 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
2935 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2940 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
2941 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
2942 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
2943 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
2944 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
2945 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
2946 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
2947 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
2949 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
2950 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
2951 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
2952 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
2953 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
2954 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
2955 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
2956 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
2959 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
2960 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
2961 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
2962 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
2963 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
2964 errore; il suo prototipo è:
2965 \begin{prototype}{aio.h}
2966 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
2968 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
2971 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
2972 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
2976 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
2977 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
2978 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
2979 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
2980 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
2981 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
2982 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
2983 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
2986 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
2987 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
2988 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
2989 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
2991 \begin{prototype}{aio.h}
2992 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
2994 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
2997 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3001 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3002 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3003 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3004 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3005 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3007 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3008 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
3009 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
3010 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
3011 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3014 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3015 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3016 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3017 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3019 \begin{prototype}{aio.h}
3020 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3022 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3024 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3025 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3026 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3029 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3030 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3031 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3032 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3033 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3034 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3035 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3036 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3038 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3039 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3040 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3041 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3042 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3044 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3045 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3046 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3047 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3049 \begin{prototype}{aio.h}
3050 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3052 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3055 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3056 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3057 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3061 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3062 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3063 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3064 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3065 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3066 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3067 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3068 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3069 \file{aio.h}) sono tre:
3070 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3071 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3072 cancellazione sono state già completate,
3074 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3077 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3078 corso e non sono state cancellate.
3081 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3082 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3083 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3084 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3085 del loro avvenuto completamento.
3087 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3088 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3089 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3090 specifica operazione; il suo prototipo è:
3091 \begin{prototype}{aio.h}
3092 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3095 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3096 operazioni specificate da \param{list}.
3098 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3099 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3102 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3104 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3105 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3110 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3111 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3112 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3113 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3114 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3115 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3116 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3117 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3118 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3120 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3121 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3122 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3123 \begin{prototype}{aio.h}
3124 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3127 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3128 secondo la modalità \param{mode}.
3130 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3131 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3133 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3135 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3136 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3137 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3138 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3139 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3144 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3145 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3146 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3147 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3148 che può prendere i valori:
3149 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3150 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3151 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3152 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3154 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3155 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3156 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3157 quelle non completate.
3159 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3160 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3161 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3162 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3163 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3164 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3165 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3168 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3169 \label{sec:file_advanced_io}
3171 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3172 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3173 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3174 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
3175 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
3176 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
3179 \subsection{File mappati in memoria}
3180 \label{sec:file_memory_map}
3182 \itindbeg{memory~mapping}
3183 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3184 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
3185 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3186 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3187 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3188 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3192 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3193 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3194 mappatura in memoria di un file.}
3195 \label{fig:file_mmap_layout}
3198 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3199 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3200 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3201 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3202 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3203 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3204 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3205 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3206 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3207 \textsl{memoria mappata su file}.
3209 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3210 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3211 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3212 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3213 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3214 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3217 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3218 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3219 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3220 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3221 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3222 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3225 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3226 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3227 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3228 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3229 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3231 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3232 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3233 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3238 \headdecl{sys/mman.h}
3240 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3243 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3245 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3246 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3247 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3249 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3250 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3251 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3252 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3253 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3254 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3255 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3256 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3257 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3258 dimensione delle pagine).
3259 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3260 \param{fd} è aperto in scrittura.
3261 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3262 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3263 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3264 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3265 numero di mappature possibili.
3266 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3268 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3269 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3270 l'opzione \texttt{noexec}.
3271 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3272 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3277 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3278 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
3279 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3280 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3285 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3287 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3290 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3291 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3292 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3293 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3296 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3297 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3298 \label{tab:file_mmap_prot}
3301 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3302 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3303 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3304 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3305 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3306 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3307 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3308 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3309 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3310 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3311 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3312 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3314 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3315 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3316 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3317 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3318 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3319 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3324 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3326 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3329 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3330 da \param{start}, se questo non può essere usato
3331 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3332 valore di \param{start} deve essere allineato
3333 alle dimensioni di una pagina.\\
3334 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3335 riportati sul file e saranno immediatamente
3336 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3337 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3338 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3339 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3340 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3341 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3342 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3343 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3344 privata cui solo il processo chiamante ha
3345 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3346 il meccanismo del \textit{copy on
3347 write} \itindex{copy~on~write} e
3348 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3349 specificato se i cambiamenti sul file originale
3350 vengano riportati sulla regione
3351 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3352 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3353 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3354 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3355 scrittura sul file dovevano fallire con
3356 \errcode{ETXTBSY}).\\
3357 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3358 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3359 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3360 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3362 modifiche fatte alla regione mappata, in
3363 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3364 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3365 un \const{SIGSEGV}.\\
3366 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3368 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3369 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3370 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3371 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3372 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3373 ignorati.\footnotemark\\
3374 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3375 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3376 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3377 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3378 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3379 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3380 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3381 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3382 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3383 necessarie alla mappatura.\\
3384 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3385 non causa I/O.\footnotemark\\
3386 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3387 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3391 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3392 \label{tab:file_mmap_flag}
3395 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3398 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3399 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3400 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3401 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3403 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3404 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3405 parleremo più avanti.}
3407 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3408 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3409 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3410 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3411 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3412 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
3413 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3416 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3417 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3418 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3419 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3420 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3421 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3422 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3423 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3425 \begin{figure}[!htb]
3427 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3428 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3429 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3430 \label{fig:file_mmap_boundary}
3433 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3434 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3435 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3436 bordo della pagina successiva.
3438 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3439 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
3440 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3441 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3442 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3445 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3446 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3447 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3448 quella della mappatura in memoria.
3450 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3451 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3452 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3453 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
3454 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3456 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3457 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3458 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3459 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3460 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3461 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3462 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3463 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3464 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3465 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3469 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3470 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3471 alla lunghezza richiesta.}
3472 \label{fig:file_mmap_exceed}
3475 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3476 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3477 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3478 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3479 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3480 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3481 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3482 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3485 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3486 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3487 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3488 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3489 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3490 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3491 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3492 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3493 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3495 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3496 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
3497 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3498 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
3499 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
3500 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
3501 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
3503 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3504 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3505 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3506 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
3507 del contenuto della memoria su cui è mappato.
3509 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
3510 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
3511 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
3512 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
3513 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
3514 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
3517 \headdecl{sys/mman.h}
3519 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
3521 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
3523 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3524 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3526 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
3527 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
3529 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3530 precedentemente mappata.
3535 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
3536 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
3537 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
3538 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
3539 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
3540 del file aggiornato.
3546 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3548 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3551 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
3552 quando questa è stata completata.\\
3553 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
3554 non attendendo che questa sia finita.\\
3555 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
3556 in memoria così da rendere necessaria una
3557 rilettura immediata delle stesse.\\
3560 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
3561 \label{tab:file_mmap_msync}
3564 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
3565 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
3566 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
3567 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
3568 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
3569 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
3570 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
3571 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
3572 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
3574 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
3575 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
3578 \headdecl{sys/mman.h}
3580 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
3582 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
3584 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3585 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3587 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3588 precedentemente mappata.
3593 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
3594 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
3595 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
3596 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
3597 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
3598 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
3599 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
3600 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
3601 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
3603 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
3604 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
3605 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
3606 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
3607 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
3609 % \headdecl{unistd.h}
3610 \headdecl{sys/mman.h}
3612 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
3614 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
3617 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3618 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3620 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
3621 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
3622 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
3623 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
3624 ha solo accesso in lettura.
3625 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
3626 % necessarie all'interno del kernel.
3627 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
3630 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
3635 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
3636 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
3637 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
3638 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
3639 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
3640 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
3642 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
3643 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
3644 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
3645 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
3648 \headdecl{sys/mman.h}
3650 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
3651 new\_size, unsigned long flags)}
3653 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
3655 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
3656 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
3657 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
3660 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
3662 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
3663 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
3664 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
3665 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
3666 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
3667 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
3668 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
3674 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
3675 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
3676 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
3677 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
3678 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
3679 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
3680 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
3681 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
3682 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
3683 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
3684 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
3685 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
3687 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
3688 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
3689 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
3690 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
3691 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
3692 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
3693 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
3695 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
3696 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
3697 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
3698 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
3699 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
3700 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
3702 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
3703 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
3704 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
3705 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
3706 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
3707 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
3708 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
3709 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
3710 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
3711 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
3712 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
3714 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
3715 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
3716 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
3717 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
3718 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
3719 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
3720 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
3721 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
3722 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
3723 \textit{memory mapping}.
3725 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
3726 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
3727 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
3728 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
3729 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
3730 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
3731 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
3732 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
3734 \headdecl{sys/mman.h}
3736 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
3737 ssize\_t pgoff, int flags)}
3739 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
3741 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3742 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3744 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
3745 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
3746 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
3751 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
3752 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
3753 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
3754 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
3755 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
3756 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
3759 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
3760 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
3761 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
3762 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
3763 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
3764 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
3765 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
3766 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
3768 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
3769 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
3770 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
3771 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
3772 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
3773 \textit{memory mapping}.
3775 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
3776 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
3777 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
3778 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
3779 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
3780 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
3781 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
3782 interessate dal \textit{memory mapping}.
3784 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
3785 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
3786 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
3787 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
3788 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
3789 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
3790 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
3791 \const{MAP\_POPULATE}.
3793 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
3794 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
3795 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
3796 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
3797 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
3798 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
3799 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
3801 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
3802 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
3803 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
3804 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
3805 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
3806 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
3808 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
3809 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
3810 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
3811 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
3812 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
3813 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
3815 \headdecl{sys/mman.h}
3817 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
3819 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
3821 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3822 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3824 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
3825 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
3826 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
3827 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
3828 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
3829 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
3830 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
3831 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
3832 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
3833 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
3836 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
3840 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
3841 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
3842 \param{lenght}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
3843 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
3844 Linux consente anche un valore nullo per \param{lenght}, inoltre se una
3845 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
3846 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
3847 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
3848 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
3849 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
3850 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
3851 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
3856 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
3858 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3861 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
3862 di default usato quando non si è chiamato
3864 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
3865 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
3866 anticipata con il meccanismo del
3867 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
3868 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
3869 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
3870 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
3871 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
3872 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
3873 scartare immediatamente le pagine una volta che
3874 queste siano state lette.\\
3875 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
3876 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
3877 deve essere incentivata.\\
3878 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
3879 futuro, pertanto le pagine possono essere
3880 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
3881 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
3882 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
3883 a cui la mappatura fa riferimento.\\
3885 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
3886 relativo supporto sottostante; è supportato
3887 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
3888 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
3889 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
3890 ereditato dal processo figlio dopo una
3891 \func{fork}; questo consente di evitare che il
3892 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
3893 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
3894 delle pagine quando il padre scrive sull'area
3895 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
3896 causare problemi per l'hardware che esegue
3897 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
3898 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
3899 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
3900 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
3901 principalmente ad uso dei sistemi di
3902 virtualizzazione).\footnotemark\\
3905 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
3906 \label{tab:madvise_advice_values}
3909 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
3912 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
3913 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
3914 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
3915 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
3916 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
3917 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
3918 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
3919 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
3920 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
3921 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
3923 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
3924 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
3925 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
3926 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
3927 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
3928 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
3929 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
3930 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
3931 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
3933 \itindend{memory~mapping}
3936 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
3937 \label{sec:file_multiple_io}
3939 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
3940 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
3941 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
3942 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
3943 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
3944 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
3945 contare sulla atomicità delle operazioni.
3947 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove system call
3948 che permettessero di effettuare con una sola chiamata una serie di letture o
3949 scritture su una serie di buffer, con quello che viene normalmente chiamato
3950 \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono \funcd{readv} e
3951 \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese da BSD4.4, esse
3952 sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i relativi prototipi
3955 \headdecl{sys/uio.h}
3957 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3958 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3960 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
3962 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
3963 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
3964 assumerà uno dei valori:
3966 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
3967 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
3968 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
3969 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
3970 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
3971 non ci sono dati in lettura.
3972 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3974 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
3975 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
3976 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
3977 scrittura eseguite su \param{fd}.}
3980 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
3981 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
3982 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
3983 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
3984 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
3986 \begin{figure}[!htb]
3987 \footnotesize \centering
3988 \begin{minipage}[c]{15cm}
3989 \includestruct{listati/iovec.h}
3992 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
3994 \label{fig:file_iovec}
3997 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
3998 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
3999 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4000 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4001 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4002 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4003 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4004 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4005 specificati nel vettore \param{vector}.
4007 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4008 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4009 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4010 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4011 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
4012 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4013 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4014 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
4016 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4017 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
4018 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
4019 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
4020 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4021 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4022 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4024 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4025 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4026 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4027 cap.~\ref{cha:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4028 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4029 corrispondenti a quanto aspettato.
4031 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4032 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4033 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4034 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4035 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4036 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4037 \funcd{preadv} e \func{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4038 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4039 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4040 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4041 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4042 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4043 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4045 \headdecl{sys/uio.h}
4047 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4049 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4052 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4055 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4056 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4057 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4058 per \var{errno} anche i valori:
4060 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4061 usato come \ctyp{off\_t}.
4062 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4067 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4068 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4069 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4070 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4071 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4072 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4074 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4075 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4076 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4077 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4078 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4079 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4083 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4085 \label{sec:file_sendfile_splice}
4087 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4088 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4089 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4090 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4092 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4093 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4094 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4095 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4096 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4097 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4098 questo tipo di situazioni.
4100 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4101 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4102 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4103 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4104 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4105 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4106 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4107 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4108 di \funcd{sendfile} è:
4110 \headdecl{sys/sendfile.h}
4112 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4115 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4117 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4118 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4121 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4122 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4123 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4124 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4126 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4127 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4130 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4134 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4135 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4136 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4137 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4138 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4141 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4142 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4143 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4144 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4145 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4146 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4147 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4148 letti da \param{in\_fd}.
4150 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4151 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4152 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4153 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4154 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4155 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4156 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4157 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4158 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4159 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4160 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4161 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4162 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4163 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4164 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4166 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4167 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4168 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4169 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4170 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4171 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4172 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4173 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4174 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4175 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4176 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4177 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
4178 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
4179 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4180 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4181 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4182 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4184 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4185 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4186 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4187 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4188 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4189 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4190 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4192 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4193 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4194 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4195 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4196 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4197 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4198 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4199 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4200 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4201 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
4202 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
4203 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
4204 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
4205 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
4206 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
4207 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
4208 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
4209 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
4210 essa può essere effettivamente utilizzata.}
4212 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4213 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4214 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4215 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4216 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4217 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
4218 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
4219 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
4220 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
4221 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
4222 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
4223 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
4224 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
4225 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
4226 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
4227 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
4228 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
4230 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4231 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4232 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4233 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4234 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4235 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4236 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4237 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4238 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4239 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4240 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4245 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4246 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4248 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4250 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4251 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4254 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4255 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4256 aperti in lettura o scrittura.
4257 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4258 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4259 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4260 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4262 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4264 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4265 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4270 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4271 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4272 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4273 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4274 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4275 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4276 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4277 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4279 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4280 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4281 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4282 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4283 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4284 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4285 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4286 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4287 il suddetto file in modalità non bloccante).
4289 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4290 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4291 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4292 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4293 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4294 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4295 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4296 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4297 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4298 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4299 specificato come valore non nullo.
4301 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4302 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4303 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4304 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4305 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4306 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4307 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4312 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4314 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4317 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4318 di memoria contenenti i dati invece di
4319 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4321 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4322 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4323 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4324 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4325 questo significa che la funzione potrà
4326 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4327 file descriptor (a meno che anch'essi non
4328 siano stati aperti in modalità non
4330 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4331 ulteriori dati in una \func{splice}
4332 successiva, questo è un suggerimento utile
4333 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4334 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4335 solo da \func{splice}, potrà essere
4336 implementato in futuro anche per
4337 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4338 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4339 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4340 se impostato una seguente \func{splice} che
4341 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4342 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4343 essere copiate; per usare questa opzione i
4344 dati dovranno essere opportunamente allineati
4345 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4346 memoria. Viene usato soltanto da
4350 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4351 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4353 \label{tab:splice_flag}
4356 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4357 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4358 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4359 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4360 saranno comunque copiate.}
4362 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4363 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4364 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4365 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4366 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4368 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4369 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4372 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4373 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4374 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4375 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4376 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4377 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4378 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4380 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4381 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4382 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4383 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4384 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4388 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4389 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4390 \label{fig:splicecp_data_flux}
4393 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4394 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4395 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4396 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4397 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4399 \begin{figure}[!phtb]
4400 \footnotesize \centering
4401 \begin{minipage}[c]{15cm}
4402 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4405 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4407 \label{fig:splice_example}
4410 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4411 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4412 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4413 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4414 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4415 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4416 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4417 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4419 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4420 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4421 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4422 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4423 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4424 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4425 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4426 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4427 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4428 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4429 (\texttt{\small 41--43}).
4431 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4432 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4433 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4434 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4435 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4436 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4437 del file di destinazione.
4439 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4440 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4441 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4442 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4443 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4444 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4445 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4446 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4447 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4448 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4449 presenti sul buffer.
4451 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4452 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4453 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4454 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4455 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4457 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4458 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4459 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4460 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4461 genere di migliorare le prestazioni.
4463 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4464 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4465 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4466 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4467 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4468 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4470 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4471 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4472 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
4476 \headdecl{sys/uio.h}
4478 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4479 nr\_segs, unsigned int flags)}
4481 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4483 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4484 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4487 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4488 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4489 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4490 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4491 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4497 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
4498 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
4499 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
4500 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
4501 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
4502 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
4503 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
4504 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
4505 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
4506 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
4507 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
4508 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
4510 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
4511 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
4512 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
4513 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
4514 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
4515 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
4516 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
4517 eseguire una copia dei dati che contengono.
4519 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
4520 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
4521 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
4522 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
4523 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
4524 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
4528 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
4531 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
4533 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
4534 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4537 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
4538 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
4539 stessa \textit{pipe}.
4540 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4546 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
4547 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
4548 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
4549 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
4550 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
4551 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
4552 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
4553 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
4554 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
4555 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
4556 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
4557 funzione non bloccante.
4559 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
4560 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
4561 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
4562 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
4563 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
4564 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
4565 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
4566 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
4567 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
4568 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
4569 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
4570 allegati alla guida.
4572 \begin{figure}[!htbp]
4573 \footnotesize \centering
4574 \begin{minipage}[c]{15cm}
4575 \includecodesample{listati/tee.c}
4578 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
4579 standard input sullo standard output e su un file.}
4580 \label{fig:tee_example}
4583 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
4584 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
4585 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
4586 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
4587 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
4589 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
4590 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
4591 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
4592 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
4593 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
4594 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
4595 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
4596 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
4597 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
4599 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
4600 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
4601 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
4602 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
4603 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
4604 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
4605 fig.~\ref{fig:splice_example}).
4607 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
4608 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
4609 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
4610 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
4611 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
4612 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
4613 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
4614 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
4615 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
4616 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
4617 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
4618 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
4620 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
4623 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
4624 \label{sec:file_fadvise}
4626 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
4627 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
4628 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
4629 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
4630 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
4631 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
4633 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
4634 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
4635 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
4636 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
4637 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
4638 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
4639 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
4642 \itindbeg{read-ahead}
4644 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
4645 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
4646 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
4647 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
4648 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
4649 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
4650 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
4654 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
4656 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
4658 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4659 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4661 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4662 valido o non è aperto in lettura.
4663 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
4664 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
4669 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
4670 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
4671 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
4672 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
4673 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
4674 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
4675 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
4677 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
4678 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
4679 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
4680 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
4681 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
4682 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
4683 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
4684 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
4685 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
4687 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
4688 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
4689 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
4690 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
4691 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
4692 nelle operazioni successive.
4694 \itindend{read-ahead}
4696 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
4697 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
4698 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
4699 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
4700 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
4701 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
4702 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
4703 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
4704 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
4705 valore di almeno 600, è:
4709 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
4711 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
4713 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4714 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4716 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4718 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
4719 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
4720 (come una pipe o un socket).
4721 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
4722 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
4727 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
4728 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
4729 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
4730 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
4731 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
4732 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
4733 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
4734 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
4735 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
4736 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
4737 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
4738 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
4739 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
4740 che utilizza semplicemente l'informazione.
4745 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4747 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4750 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
4751 riguardo le modalità di accesso, il
4752 comportamento sarà identico a quello che si
4753 avrebbe senza nessun avviso.\\
4754 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
4755 accedere ai dati specificati in maniera
4756 sequenziale, a partire dalle posizioni più
4758 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
4759 completamente causale.\\
4760 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
4761 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
4762 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
4765 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
4766 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
4768 \label{tab:posix_fadvise_flag}
4771 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
4772 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
4773 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
4774 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
4775 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
4776 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
4777 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
4778 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
4779 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
4780 riportarsi al comportamento di default.
4782 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
4783 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
4784 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
4785 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
4786 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
4787 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
4788 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
4789 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
4790 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
4792 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
4793 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
4794 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
4795 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
4796 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
4797 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
4798 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
4799 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
4801 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
4802 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
4803 specifica per le operazioni di scrittura,
4804 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
4805 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
4806 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
4807 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
4812 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
4814 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
4816 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
4817 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
4818 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
4820 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4821 valido o non è aperto in scrittura.
4822 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
4824 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
4825 la dimensione massima consentita per un file.
4826 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
4828 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
4830 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
4835 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
4836 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
4837 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
4838 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
4839 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
4840 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
4841 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
4842 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
4844 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
4845 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
4846 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
4847 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
4848 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
4849 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
4850 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
4851 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
4852 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
4853 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
4854 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
4855 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
4856 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
4858 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
4859 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
4860 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
4861 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
4862 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
4863 diventa effettivamente disponibile.
4865 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
4866 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
4867 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
4868 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
4869 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
4870 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
4871 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
4872 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
4873 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
4874 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
4876 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
4877 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
4878 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
4879 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
4880 sez.~\ref{sec:intro_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
4881 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
4882 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
4884 \headdecl{linux/fcntl.h}
4886 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
4888 Prealloca dello spazio disco per un file.
4890 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
4891 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
4893 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
4894 valido aperto in scrittura.
4895 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
4896 dimensioni massime di un file.
4897 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
4898 minore o uguale a zero.
4899 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
4901 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
4902 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
4903 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
4904 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
4905 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
4907 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
4911 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
4912 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
4913 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
4914 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
4915 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
4916 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
4917 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
4918 dimensione corrente.
4920 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
4921 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
4922 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
4923 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
4926 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
4927 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
4932 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
4933 %\label{sec:file_io_port}
4935 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
4936 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
4942 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4943 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4944 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4945 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4946 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4947 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4948 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4949 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4950 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4951 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4952 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4953 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4954 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4955 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4956 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4957 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4958 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4959 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4960 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4961 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
4962 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
4963 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
4964 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
4965 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
4966 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
4967 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
4968 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
4969 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
4970 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
4971 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
4972 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
4973 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
4974 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
4975 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
4976 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
4977 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
4978 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
4979 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
4980 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
4981 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
4982 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
4983 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
4984 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
4985 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
4986 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
4987 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
4988 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
4989 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
4990 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs
4991 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
4992 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat
4993 % LocalWords: conditions sigwait
4996 %%% Local Variables:
4998 %%% TeX-master: "gapil"