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12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \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} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
194 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
195 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
196 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
197 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
198 usare direttamente const{LOCK\_UN}.
200 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
201 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
202 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
203 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
204 facendo fallire la riacquisizione.
206 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
207 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
208 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
209 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
210 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
213 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
214 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
215 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
216 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
217 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
218 per entrambe le interfacce.
220 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
221 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
222 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
223 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
224 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
225 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di
226 inode\index{inode},\footnote{in particolare, come accennato in
227 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono mantenuti in una
228 \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
229 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
230 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
231 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
232 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
233 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
234 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
235 diversi che aprono lo stesso file.
239 \includegraphics[width=15.5cm]{img/file_flock}
240 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
241 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
242 \label{fig:file_flock_struct}
245 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
246 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
247 un nuovo elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.}
248 Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la semantica della funzione
249 prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un
250 \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori riferimenti allo
251 stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema di
252 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file lock}
253 un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di
254 \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati
255 con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file
256 table} da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare.
258 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
259 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
260 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
261 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
262 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
263 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
264 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
265 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
266 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
268 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
269 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
270 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
271 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
272 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
273 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
274 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
275 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
276 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
277 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
278 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
281 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
282 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
283 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
284 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
285 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
286 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
287 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
288 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
289 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
290 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
293 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
294 \label{sec:file_posix_lock}
296 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
297 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
298 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
299 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
300 essa viene usata solo secondo il seguente prototipo:
301 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
303 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
305 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
306 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
308 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
309 \textit{file lock} da parte di altri processi.
310 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
311 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
312 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
313 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
314 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
315 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
316 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
317 riconosca sempre questa situazione.
318 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
319 di poter acquisire un \textit{file lock}.
321 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
325 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
326 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
327 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
328 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
329 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
330 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
331 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
332 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
333 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
334 con un'altra regione bloccata.
337 \footnotesize \centering
338 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
339 \includestruct{listati/flock.h}
342 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
343 \textit{file locking}.}
344 \label{fig:struct_flock}
348 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
349 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
350 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
351 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
352 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
353 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
354 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
355 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
357 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
358 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
359 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
360 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
361 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
362 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
363 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
368 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
370 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
373 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
374 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
375 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
378 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
379 \label{tab:file_flock_type}
382 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
383 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
384 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
385 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
386 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
387 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
388 \const{F\_GETLK}, e riporta il \acr{pid} del processo che detiene il
391 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
392 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
393 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
394 l'azione da compiere; i valori relativi al \textit{file locking} sono tre:
395 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
396 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
397 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
398 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
399 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
400 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
401 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
402 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
403 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel
404 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
405 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
406 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
407 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
408 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
409 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
410 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
411 con un errore di \errcode{EINTR}.
414 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
415 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
416 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
417 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
418 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
419 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
420 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
421 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
422 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
423 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
424 per indicare quale è la regione bloccata.
426 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
427 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
428 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
429 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
430 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
431 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
432 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
433 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
434 stato effettivamente acquisito.
437 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
438 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
439 \label{fig:file_flock_dead}
442 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
443 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
444 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
445 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
446 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
447 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
448 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
449 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
450 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
451 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
452 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
453 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
454 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
457 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
458 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
459 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
460 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
461 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
462 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
463 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
464 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
465 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
466 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
467 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
468 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
469 usato.} il blocco è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
470 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
471 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
472 \acr{pid} del processo.
475 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
476 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
477 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
478 \label{fig:file_posix_lock}
481 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
482 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
483 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
484 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
485 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
486 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
487 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
488 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
490 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
491 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
492 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
493 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
494 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
495 figlio avrà un \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una
496 \func{exec} in quanto il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al
497 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
498 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
500 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
501 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
502 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
503 un blocco, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da
504 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
505 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
506 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
507 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
508 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
510 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
511 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
512 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
513 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
514 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
515 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
516 avranno sempre successo.
518 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
519 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
520 cioè si richiede più volte lo stesso \textit{file lock}, o più blocchi sulla
521 stessa sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola
522 richiesta di rilascio per cancellare il blocco.} la cosa non ha alcun
523 effetto; la funzione ritorna con successo, senza che il kernel debba
524 modificare la lista dei \textit{file lock}. In questo caso invece si possono
525 avere una serie di situazioni diverse: ad esempio è possibile rimuovere con
526 una sola chiamata più \textit{file lock} distinti (indicando in una regione
527 che si sovrapponga completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo
528 una parte di un blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella
529 di un altro blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri
530 \textit{file lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si
531 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
532 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
533 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
534 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
535 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
536 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
538 \begin{figure}[!htbp]
539 \footnotesize \centering
540 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
541 \includecodesample{listati/Flock.c}
544 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
545 \label{fig:file_flock_code}
548 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
549 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
550 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
551 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
552 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
554 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
555 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
556 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
557 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
558 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
559 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
560 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
561 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
562 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
563 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
564 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
565 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
568 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
569 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
570 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
571 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
572 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
573 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
574 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
575 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
578 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
579 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
580 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
581 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
582 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
583 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
584 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
585 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
586 esegue (\texttt{\small 41}).
588 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
589 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
590 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
591 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
592 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
593 tutti i blocchi vengono rilasciati.
595 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
596 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
597 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
600 \begin{minipage}[c]{12cm}
602 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
605 \end{minipage}\vspace{1mm}
607 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
608 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
609 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
610 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
611 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
612 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
615 \begin{minipage}[c]{12cm}
617 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
618 Failed lock: Resource temporarily unavailable
620 \end{minipage}\vspace{1mm}
622 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
623 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
624 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
625 del file con il comando:
628 \begin{minipage}[c]{12cm}
630 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
631 Failed lock: Resource temporarily unavailable
633 \end{minipage}\vspace{1mm}
635 se invece blocchiamo una regione con:
638 \begin{minipage}[c]{12cm}
640 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
643 \end{minipage}\vspace{1mm}
645 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
646 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
647 regioni si sovrappongono avremo che:
650 \begin{minipage}[c]{12cm}
652 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
653 Failed lock: Resource temporarily unavailable
655 \end{minipage}\vspace{1mm}
657 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
661 \begin{minipage}[c]{12cm}
663 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
666 \end{minipage}\vspace{1mm}
668 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
669 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
672 \begin{minipage}[c]{12cm}
674 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
675 Failed lock: Resource temporarily unavailable
677 \end{minipage}\vspace{1mm}
679 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
681 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
682 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
683 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
687 \begin{minipage}[c]{12cm}
689 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
691 \end{minipage}\vspace{1mm}
693 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
694 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
695 essere acquisito otterremo:
698 \begin{minipage}[c]{12cm}
700 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
702 \end{minipage}\vspace{1mm}
704 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
705 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
706 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
707 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
710 \begin{minipage}[c]{12cm}
712 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
715 \end{minipage}\vspace{3mm}
718 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
719 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
720 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
721 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
725 \begin{minipage}[c]{12cm}
727 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
730 \end{minipage}\vspace{1mm}
732 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
733 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
734 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
735 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
739 \subsection{La funzione \func{lockf}}
740 \label{sec:file_lockf}
742 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
743 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
744 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
745 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
746 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
747 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
749 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
751 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
752 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
754 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
755 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
756 file è mappato in memoria.
757 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
758 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
759 dei \textit{file lock}.
761 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
765 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
766 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
767 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
772 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
774 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
777 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
778 mantenere un blocco condiviso sullo stesso file.\\
779 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
780 alla volta può mantenere un blocco esclusivo su un file.\\
781 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
782 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il blocco non è disponibile,
783 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
784 con un OR aritmetico dei valori.\\
787 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
788 \label{tab:file_lockf_type}
791 Qualora il blocco non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
792 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
793 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
794 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
795 affatto equivalente a \func{flock}).
799 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
800 \label{sec:file_mand_locking}
802 \itindbeg{mandatory~locking|(}
804 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
805 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
806 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
807 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
808 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
809 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
811 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
812 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
813 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
814 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
815 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
816 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
817 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
818 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
819 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
820 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
821 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
822 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
823 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
824 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
827 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
828 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
829 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
830 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
831 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
832 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
833 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
834 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
835 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
836 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
837 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
838 \func{mount} riportata in tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
839 \code{-o mand} per il comando omonimo).
841 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
842 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
843 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
844 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
847 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
848 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
849 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
850 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
851 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
852 direttamente il \textit{file locking}.
854 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
855 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
856 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
857 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
860 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
861 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
862 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
863 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
864 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
866 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
867 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
868 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
869 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
870 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
871 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
872 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
873 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
874 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
876 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
877 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
878 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso
879 infatti, quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si
880 ha un accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia
881 impossibile eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
882 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
883 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
884 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
885 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
886 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
887 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
888 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
889 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
890 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
891 possibilità di modificare il file.
893 \index{file!locking|)}
895 \itindend{mandatory~locking|(}
898 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
899 \label{sec:file_multiplexing}
902 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
903 su molti file usando le funzioni illustrate in
904 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
905 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
906 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
907 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
908 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
912 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
913 \label{sec:file_noblocking}
915 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
916 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
917 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
918 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
919 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
920 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
921 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
922 descrittore su cui si sta operando.
924 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
925 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
926 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
927 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
928 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
929 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
930 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
931 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
932 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
933 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
934 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
935 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
937 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
938 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
939 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
940 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
941 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
942 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
943 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
944 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
945 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
946 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
947 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
950 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
951 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
952 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
953 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
954 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
955 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
957 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
958 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
959 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
960 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
961 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
962 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
965 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
966 \label{sec:file_select}
968 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
969 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
970 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
971 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
972 \funcd{select}, il cui prototipo è:
974 \headdecl{sys/time.h}
975 \headdecl{sys/types.h}
977 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
978 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
980 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
983 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
984 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
985 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
987 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
989 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
990 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
991 o un valore non valido per \param{timeout}.
993 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
997 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
998 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
999 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1000 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1003 \itindbeg{file~descriptor~set}
1005 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1006 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1007 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1008 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1009 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1010 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1011 opportune macro di preprocessore:
1013 \headdecl{sys/time.h}
1014 \headdecl{sys/types.h}
1016 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1017 Inizializza l'insieme (vuoto).
1019 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1020 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1022 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1023 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1025 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1026 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1029 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1030 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1031 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1032 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1033 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1034 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1035 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1036 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1038 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1039 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1040 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1041 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1042 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1044 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1045 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1046 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1047 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1048 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1049 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1050 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1051 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1052 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1053 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1054 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1055 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1056 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1058 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1059 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1060 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1061 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1062 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1063 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1064 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1065 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1066 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1067 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1070 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1071 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1072 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1073 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1074 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1075 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1077 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1078 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1079 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1080 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1081 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1082 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1083 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1084 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1085 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1088 \itindend{file~descriptor~set}
1090 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1091 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1092 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1093 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1094 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1095 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1096 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1097 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1099 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1100 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1101 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1102 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1103 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1104 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1105 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1106 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1107 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1108 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1109 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1111 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1112 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1113 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1114 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1115 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1116 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1117 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1119 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1120 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1121 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1122 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1123 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1124 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1126 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1127 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1128 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1129 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1130 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
1131 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1132 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1133 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
1134 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
1135 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1136 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1137 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1138 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1139 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1140 \begin{prototype}{sys/select.h}
1141 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1142 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1144 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1147 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1148 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1149 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1151 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1153 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1154 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1155 o un valore non valido per \param{timeout}.
1157 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1160 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1161 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1162 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1163 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
1164 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
1165 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
1166 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
1167 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
1168 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
1169 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1170 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1173 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1174 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1175 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1176 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
1177 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
1178 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
1179 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1180 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1181 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1182 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1184 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1185 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1186 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1187 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1188 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1189 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1190 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1191 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1192 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1194 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1195 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1196 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1197 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
1198 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
1199 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1200 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
1201 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
1202 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
1203 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
1204 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
1205 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
1206 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
1207 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
1208 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1209 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1210 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1211 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1212 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1215 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1216 \label{sec:file_poll}
1218 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1219 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1220 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1221 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1222 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1224 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1225 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1227 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1230 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1231 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1232 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1234 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1236 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1237 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1238 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1240 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1243 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1244 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1245 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1246 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1247 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1248 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1249 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1250 \textsl{non-bloccante}).
1252 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1253 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1254 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1255 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1256 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1257 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1258 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1259 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1260 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1261 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1262 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1263 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1265 \begin{figure}[!htb]
1266 \footnotesize \centering
1267 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1268 \includestruct{listati/pollfd.h}
1271 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1272 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1273 \label{fig:file_pollfd}
1276 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1277 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1278 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1279 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1280 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1281 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1282 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1287 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1289 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1292 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1293 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1294 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1295 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1298 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1299 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1300 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1302 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1303 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1304 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1305 socket.\footnotemark\\
1306 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1308 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1311 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1312 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1313 \label{tab:file_pollfd_flags}
1316 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1317 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1318 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1319 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1320 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1321 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1323 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1324 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1325 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1326 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1327 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1328 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1329 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1330 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1331 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1332 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1333 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1335 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1336 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1337 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1338 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1339 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1340 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1341 file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
1344 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1345 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1346 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1347 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1348 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1349 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1350 tramite \var{errno}.
1352 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1353 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1354 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1355 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1356 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1357 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1358 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1359 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1360 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1361 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1364 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1365 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1366 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1367 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1368 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1371 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1372 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1373 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1374 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1375 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1377 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1378 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1379 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1380 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1382 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1383 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1384 const sigset\_t *sigmask)}
1386 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1389 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1390 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1391 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1393 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1395 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1396 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1397 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1399 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1402 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1403 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1404 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1405 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1406 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1407 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1408 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1410 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1411 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1412 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1413 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1414 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1415 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1416 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1417 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1418 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1422 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1423 \label{sec:file_epoll}
1427 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1428 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1429 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1430 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1431 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1432 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1433 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1434 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1435 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1437 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1438 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1439 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1440 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1441 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1442 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1443 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1444 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1445 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1446 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1447 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1449 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1450 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1451 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1452 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1453 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1454 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1455 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1456 presentano attività.
1458 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1459 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1460 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1461 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1462 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1463 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1464 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1465 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1466 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1467 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1468 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1469 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1472 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1473 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1474 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1475 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1476 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1477 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1478 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1479 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1480 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1482 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1483 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1484 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1485 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1486 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1487 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1488 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1489 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1490 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1491 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1492 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1494 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1495 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1496 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1497 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1498 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1499 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1500 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1501 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1502 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1503 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1506 \headdecl{sys/epoll.h}
1508 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1509 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1511 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1513 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1514 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1515 assumerà uno dei valori:
1517 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1518 positivo o non valido per \param{flags}.
1519 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1521 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1522 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1523 \procfile{/proc/sys/fs/epoll/max\_user\_instances}.
1524 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1530 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1531 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1532 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1533 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1534 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1535 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1536 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1537 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1538 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1539 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1540 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1542 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1543 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1544 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1545 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1546 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1547 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1548 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1549 \const{O\_CLOEXEC} in tab.~\ref{tab:file_open_flags}), senza che sia
1550 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1552 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1553 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1554 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1555 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1556 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1557 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1559 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1561 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1562 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1564 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1566 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1567 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1568 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1569 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1570 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1571 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1572 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1573 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1574 l'operazione richiesta.
1575 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1576 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1577 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1578 \procfile{/proc/sys/fs/epoll/max\_user\_watches}.
1583 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1584 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1585 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1586 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1587 delle operazioni cui fanno riferimento.
1592 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1594 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1597 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1598 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1599 controllati tramite \param{epfd}, in
1600 \param{event} devono essere specificate le
1601 modalità di osservazione.\\
1602 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1603 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1605 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1606 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1609 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1610 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1611 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1614 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1615 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1616 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1617 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1618 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1619 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1621 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1622 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1623 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1624 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1625 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1626 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1627 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1628 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1629 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1632 \begin{figure}[!htb]
1633 \footnotesize \centering
1634 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1635 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1638 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1639 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1641 \label{fig:epoll_event}
1644 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1645 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1646 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1647 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1648 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1650 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1651 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1652 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1653 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \ctyp{union}
1654 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1655 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1656 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1657 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1658 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1659 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1660 identificazione del file descriptor.
1665 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1667 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1670 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1671 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1672 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1673 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1674 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1675 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1676 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1678 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1679 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1680 disponibili in lettura (analogo di
1681 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1682 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1684 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1685 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1686 viene comunque riportata in uscita, e non è
1687 necessaria impostarla in ingresso.\\
1688 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1689 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1690 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1691 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1692 triggered} per il file descriptor associato.\\
1693 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1694 descriptor associato.\footnotemark\\
1697 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1698 \struct{epoll\_event}.}
1699 \label{tab:epoll_events}
1702 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1703 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1704 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1706 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1709 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1710 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1711 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1712 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1713 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1714 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1715 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1716 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1717 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1718 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1719 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1722 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1723 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1724 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1725 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1726 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1727 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1728 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1730 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1731 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1732 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1733 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1734 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1736 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1737 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1738 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1739 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1740 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1741 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1742 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1743 logica \textit{edge triggered}.}
1745 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1746 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1747 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1748 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1749 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1750 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1751 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1752 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1754 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1755 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1756 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1757 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1758 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1761 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1763 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1764 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1765 assumerà uno dei valori:
1767 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1768 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1769 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1770 della scadenza di \param{timeout}.
1771 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1772 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1777 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1778 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1779 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1780 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1781 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1782 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1783 con l'argomento \param{maxevents}.
1785 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1786 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1787 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1788 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1789 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1790 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1793 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1794 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1795 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1796 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1797 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1798 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1799 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1800 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1801 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1803 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1804 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1805 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1806 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1807 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1808 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1809 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1810 luce delle modifiche.
1812 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1813 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1814 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1815 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1816 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1817 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1818 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1819 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1820 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1821 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1823 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1824 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1825 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1826 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1827 che consenta di reimpostare all'uscita una maschera di segnali, analoga alle
1828 estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che abbiamo visto in precedenza per
1829 \func{select} e \func{poll}; in questo caso la funzione si chiama
1830 \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata introdotta a partire dal
1831 kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di \textit{epoll}, specifica di
1832 Linux.} ed il suo prototipo è:
1833 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1834 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1835 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1837 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1840 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1841 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1842 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1846 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1847 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
1848 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
1849 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
1851 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1853 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1854 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1855 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1856 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1857 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1858 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1859 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1864 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1865 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1867 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1868 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1869 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1870 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1871 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1872 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1873 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1875 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1876 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1877 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1878 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1879 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1880 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1881 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1882 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1883 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1884 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1886 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1887 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1888 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1889 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1890 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1891 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1892 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1893 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1894 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1895 \index{system~call~lente} system call lente che vengono interrotte e devono
1898 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1899 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1900 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1901 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1902 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1903 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1904 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1905 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1906 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
1907 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1908 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1909 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1911 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1912 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
1913 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1914 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1915 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1916 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1917 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1919 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1920 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1921 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1922 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1923 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
1924 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
1925 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1926 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
1927 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
1929 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1930 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è
1931 l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono infatti due
1932 versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
1933 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1934 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
1935 versione, \func{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
1936 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
1937 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
1938 maschera dei segnali, il cui valore viene impostato automaticamente dalle
1939 \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
1940 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1941 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1943 Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.
1945 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1946 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1949 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1950 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1951 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1952 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1953 descriptor di \func{signalfd}.
1954 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1955 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
1958 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
1962 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
1963 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
1964 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
1965 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
1966 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
1967 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
1968 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
1969 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
1970 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
1972 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
1973 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
1974 puntatore ad una maschera di segnali creata con l'uso delle apposite macro già
1975 illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La maschera deve indicare su quali
1976 segnali si intende operare con \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato
1977 con una successiva chiamata a \func{signalfd}. Dato che \const{SIGKILL} e
1978 \const{SIGSTOP} non possono essere intercettati (e non prevedono neanche la
1979 possibilità di un gestore) un loro inserimento nella maschera verrà ignorato
1980 senza generare errori.
1982 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
1983 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
1984 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
1985 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
1986 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
1987 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.} L'argomento deve essere
1988 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
1989 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
1994 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1996 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1999 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2000 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2001 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2002 chiusura automatica del file descriptor nella
2003 esecuzione di \func{exec}.\\
2006 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2007 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2008 \label{tab:signalfd_flags}
2011 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2012 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2013 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2014 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2015 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2016 installato in precedenza).\footnote{il blocco non ha invece nessun effetto sul
2017 file descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile
2018 pertanto ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.}
2019 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2020 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2021 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2022 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2023 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2025 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2026 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2027 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2028 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2029 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2031 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2032 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2033 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2034 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2035 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2036 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2037 soltanto una volta.\footnote{questo significa che tutti i file descriptor su
2038 cui è presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le
2039 funzioni di \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su
2040 uno di essi il segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non
2041 saranno più disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una
2042 ulteriore occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.}
2044 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2045 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2046 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2047 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2048 imposto con \func{sigprocmask}.
2050 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2051 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2052 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2053 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2054 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2055 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2056 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2057 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2058 pendenti attraverso una \func{exec}.
2060 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2061 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2062 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2063 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2064 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2065 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2066 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2067 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2069 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2070 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2071 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2072 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2073 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2074 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2075 successivo con \func{fcntl}.
2077 \begin{figure}[!htb]
2078 \footnotesize \centering
2079 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2080 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2083 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2084 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2085 \label{fig:signalfd_siginfo}
2088 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2089 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2090 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2091 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2092 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2093 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2094 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2095 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2096 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2098 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2099 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2100 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2101 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2102 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2103 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2104 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2105 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2107 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2108 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2109 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2110 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2111 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2112 \texttt{FifoReporter.c}).
2114 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2115 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2116 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2117 (\texttt{\small 12--16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2118 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2119 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2122 \begin{figure}[!htbp]
2123 \footnotesize \centering
2124 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2125 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2128 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2129 \file{FifoReporter.c}.}
2130 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2133 Il primo passo (\texttt{\small 19--20}) è la crezione di un file descriptor
2134 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2135 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2136 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \const{SIGINT},
2137 \const{SIGQUIT} e \const{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2138 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22--25}) in
2139 una maschera di segnali \texttt{sigmask} che useremo con (\texttt{\small 26})
2140 \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la stessa maschera si potrà per
2141 passare all'uso (\texttt{\small 28--29}) di \func{signalfd} per abilitare la
2142 notifica sul file descriptor \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30--33})
2143 dovrà essere aggiunto con \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor
2144 controllati con \texttt{epfd}.
2146 Occorrerà infine (\texttt{\small 35--38}) creare la \textit{named fifo} se
2147 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39--40}); una
2148 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2149 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2150 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2153 \begin{figure}[!htbp]
2154 \footnotesize \centering
2155 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2156 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2159 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2160 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2163 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2164 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2--45}) che si è riportato in
2165 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2166 segnale di \texttt{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2167 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2--3}) la presenza di un file
2168 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait},\footnote{si ricordi che
2169 entrambi i file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in
2170 osservazioni per eventi di tipo \const{EPOLLIN}.} che si bloccherà fintanto
2171 che non siano stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un
2172 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2173 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2174 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2175 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2178 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2179 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2180 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5--44}) sul numero
2181 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2182 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2183 del file descriptor riconosciuto come pronto.\footnote{controllando cioè a
2184 quale dei due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2185 \var{events[i].data.fd}.}
2187 Il primo condizionale (\texttt{\small 6--24}) è relativo al caso che si sia
2188 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2189 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2190 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2191 una struttura \const{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2192 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8--24}) che prosegue fintanto che vi
2193 siano dati da leggere.
2195 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9--14}) se il valore di
2196 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2197 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2198 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2199 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati.\footnote{si ricordi come
2200 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2201 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2202 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non
2203 vi saranno più dati da leggere.}
2205 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2206 (\texttt{\small 19--20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2207 struttura \const{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf}\footnote{per la
2208 stampa si è usato il vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale
2209 corrisponde il nome del segnale avente il numero corrispondente, la cui
2210 definizione si è omessa dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init}
2211 per brevità.} ed il \textit{pid} del processo da cui lo ha ricevuto; inoltre
2212 (\texttt{\small 21--24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2213 \var{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2214 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2217 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26--39}) è invece relativo al caso in
2218 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2219 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2220 letture in un ciclo (\texttt{\small 28--39}) ripetendole fin tanto che la
2221 funzione \func{read} non resituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2222 (\texttt{\small 29--35}).\footnote{il procedimento è lo stesso adottato per il
2223 file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso
2224 di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si
2225 stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.} Se invece vi
2226 sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small 36}) una
2227 terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto (\texttt{\small
2228 37--38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2229 (\texttt{\small 40--44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2230 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2231 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2233 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2234 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2235 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2237 piccardi@hain:~/gapil/sources$ ./a.out
2238 FifoReporter starting, pid 4568
2241 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2243 root@hain:~# echo prova > /tmp/reporter.fifo
2251 mentre inviando un segnale:
2253 root@hain:~# kill 4568
2261 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2268 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2277 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2278 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2279 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2280 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2281 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2282 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2283 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2284 timer.\footnote{in realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd}
2285 per ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia
2286 semplifica notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola
2287 \textit{system call}.}
2289 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2290 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2291 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2292 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2293 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2294 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2295 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2296 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2297 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione prevista, quella che
2298 consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui prototipo è:
2299 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2300 {int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2302 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2304 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2305 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2308 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2309 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2310 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2311 precedenti il 2.6.27.
2312 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2313 descriptor di \func{signalfd}.
2314 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2315 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
2318 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2322 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2323 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2324 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2325 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2326 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2327 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2328 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2329 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2330 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2331 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2332 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2337 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2339 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2342 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2343 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2344 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2345 chiusura automatica del file descriptor nella
2346 esecuzione di \func{exec}.\\
2349 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2350 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2352 \label{tab:timerfd_flags}
2355 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2356 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2357 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2358 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec},\footnote{a
2359 meno che non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2360 \const{TFD\_CLOEXEC}.} e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2361 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2362 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2363 timer impostati con le funzioni ordinarie.\footnote{si ricordi infatti che,
2364 come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali
2365 pendenti nel padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.}
2367 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2368 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2369 periodicità di ripetizione, per farlo si usa la funzione omologa di
2370 \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2371 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2372 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2373 {int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2374 const struct itimerspec *new\_value,
2375 struct itimerspec *old\_value)}
2377 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2379 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2380 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2383 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2385 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2386 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2387 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2388 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2394 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2395 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2396 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2397 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2398 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2399 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2401 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2402 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2403 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2404 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2405 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2406 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2407 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2408 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2409 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2410 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2411 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2413 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2414 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2415 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2416 {int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2418 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2420 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2421 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2424 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2426 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2427 con \func{timerfd\_create}.
2428 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2437 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2438 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2440 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2441 dalla ultima impostazione
2444 usato per leggere le notifiche delle scadenze dei timer. Queste possono essere
2445 ottenute leggendo in maniera ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2450 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2451 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2452 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2453 % http://lwn.net/Articles/245533/
2454 % http://lwn.net/Articles/267331/
2457 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2458 \label{sec:file_asyncronous_access}
2460 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2461 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2462 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2463 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2464 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2465 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2466 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2467 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2468 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2469 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2470 operazioni di I/O volute.
2473 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2474 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2476 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2478 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
2479 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
2480 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
2481 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
2482 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
2483 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
2484 sez.~\ref{sec:file_fcntl}). In realtà parlare di apertura in modalità
2485 asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura del file
2486 vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che più
2487 propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2488 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2489 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2492 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2493 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2494 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2495 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2496 \const{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2497 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2498 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, selezionare con il comando
2499 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2500 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2501 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2502 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2505 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2507 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2508 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2509 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2510 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2511 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2512 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2513 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2514 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2515 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2516 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2519 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2520 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2521 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2522 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2523 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2524 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2525 verrebbero notificati una volta sola.
2527 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2528 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2529 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2530 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2531 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2532 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2533 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2535 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2536 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2537 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2538 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
2539 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2540 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2541 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2542 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2543 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2545 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2546 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2547 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2548 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2549 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2550 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2551 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2554 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2555 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2556 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2557 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2558 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2559 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2560 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2561 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2562 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2563 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
2565 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2567 \itindend{signal~driven~I/O}
2571 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2572 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2574 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2575 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2576 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2577 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2578 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2579 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2580 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2581 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2582 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2583 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2584 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2585 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2586 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2589 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2590 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2591 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2592 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2593 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2594 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2595 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2596 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2597 nessuna funzionalità di notifica.
2599 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2600 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2601 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2602 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2603 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2604 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2605 \itindex{polling} \textit{polling}.
2607 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2608 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2609 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2610 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2611 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2612 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2613 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
2615 \index{file!lease|(}
2617 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2618 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2619 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2620 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2621 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2623 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2624 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2625 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2626 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2627 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2628 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2629 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2630 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2631 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2632 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2634 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2635 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2636 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2637 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2638 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2639 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2641 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
2642 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
2643 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
2644 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
2645 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
2646 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
2647 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2652 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2654 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2657 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2658 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2659 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2662 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2663 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2664 \const{F\_GETLEASE}.}
2665 \label{tab:file_lease_fctnl}
2668 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2669 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2670 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2671 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2672 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2673 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2675 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2676 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2677 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2678 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2679 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2680 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2681 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2682 \textit{lease} su qualunque file.
2684 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2685 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2686 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2687 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2688 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2689 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2690 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2691 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2692 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2693 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2694 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2695 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2696 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2697 operazioni di lettura e scrittura.
2699 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2700 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2701 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2702 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2703 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2704 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2705 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2706 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2707 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2708 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2711 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2712 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2713 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2714 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2715 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2716 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2717 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2718 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2719 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2721 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2722 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2723 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2724 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2725 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2726 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2727 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2728 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2729 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2733 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2734 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2735 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2736 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2737 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2738 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2739 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2740 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
2741 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2742 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2743 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2744 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2745 \struct{siginfo\_t}.
2747 \index{file!lease|)}
2752 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2754 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2757 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2758 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2759 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2760 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2761 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2762 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2763 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2764 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2765 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2767 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2768 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2769 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2770 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2771 directory (con \func{rename}).\\
2772 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2773 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2775 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2779 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2780 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2781 \label{tab:file_notify}
2784 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2785 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2786 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2787 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2788 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2789 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2790 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2792 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2793 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2794 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2795 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2796 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2797 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2798 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2799 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2800 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2801 specificare un valore nullo.
2805 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2806 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2807 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2808 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2809 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2810 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2811 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2813 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2814 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2815 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2816 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2817 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2818 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2819 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2820 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2821 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2825 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2826 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2827 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2828 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2829 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2830 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2831 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2832 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2833 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2835 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2836 {int inotify\_init(void)}
2838 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2840 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2841 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2843 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2844 \textit{inotify} consentite all'utente.
2845 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2847 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2853 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2854 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2855 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2856 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2857 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2858 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2859 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2860 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2861 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2862 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2863 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2864 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2865 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2866 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2867 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2869 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2870 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2871 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2872 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2873 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
2874 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
2875 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
2876 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
2877 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
2878 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
2879 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
2880 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
2881 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
2882 saranno automaticamente rilasciate.
2884 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2885 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2886 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2887 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2888 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2889 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2890 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2891 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2892 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2894 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2896 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2897 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2899 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2900 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2901 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2902 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2903 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2905 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2908 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2909 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2910 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2911 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2912 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2913 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2914 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2915 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2916 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2917 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2918 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2919 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2920 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2921 un solo file descriptor.
2923 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2924 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2925 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2926 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2927 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2928 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2929 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2930 flag della prima parte.
2935 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2937 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2940 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2942 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2943 dell'inode (o sugli attributi
2945 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2946 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2948 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2950 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2951 directory in una directory sotto
2953 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2954 directory in una directory sotto
2956 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2957 directory) sotto osservazione.\\
2958 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2959 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2960 directory) sotto osservazione.\\
2961 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2962 directory sotto osservazione.\\
2963 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2964 directory sotto osservazione.\\
2965 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2967 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2968 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2969 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2970 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2971 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2972 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2973 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2977 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2978 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2979 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2980 \label{tab:inotify_event_watch}
2983 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2984 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2985 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2986 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2987 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2988 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2989 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
2990 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
2991 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
2996 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2998 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3001 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3003 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3004 nell'argomento \param{mask}, invece di
3006 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3007 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3009 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3010 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3011 quelli per i file che contiene.\\
3014 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3015 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3016 modalità di osservazione.}
3017 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3020 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3021 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3022 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3023 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3024 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3026 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3027 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3028 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3029 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3030 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3031 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3032 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3033 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3034 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3036 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3037 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3038 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3039 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3040 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3041 sarà più notificato.
3043 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3044 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3045 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3046 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3047 la eventuale rimozione dello stesso.
3049 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3050 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3052 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3053 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3055 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3057 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3058 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3060 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3062 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3063 non è associato ad una coda di notifica.
3068 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3069 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3070 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3071 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3072 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3073 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3074 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3075 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3076 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3077 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3078 \func{inotify\_rm\_watch}.
3080 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3081 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3082 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3083 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3084 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3085 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3086 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3087 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3089 \begin{figure}[!htb]
3090 \footnotesize \centering
3091 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3092 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3095 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3096 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3097 \label{fig:inotify_event}
3100 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3101 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3102 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3103 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3104 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3105 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
3106 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
3107 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
3108 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
3109 file che sono cambiati.
3111 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3112 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3113 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3114 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3115 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3116 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3117 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3118 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3119 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3120 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3121 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3126 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3128 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3131 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3132 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3133 che in maniera implicita per la rimozione
3134 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3135 filesystem su cui questo si trova.\\
3136 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3137 (consente così di distinguere, quando si pone
3138 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3139 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3141 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3142 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3143 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3144 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3145 osservazione è stato smontato.\\
3148 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3149 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3150 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3153 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3154 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
3155 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3156 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3157 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3158 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3160 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3161 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3162 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3163 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3164 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3166 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3167 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3168 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3169 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
3170 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
3171 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
3172 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
3173 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
3174 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
3175 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
3176 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
3179 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3180 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3181 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3182 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3183 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3184 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3186 \begin{figure}[!htbp]
3187 \footnotesize \centering
3188 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3189 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3192 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3193 \label{fig:inotify_monitor_example}
3196 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3197 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
3198 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3199 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3200 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3201 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3204 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
3205 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3206 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3207 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3208 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3209 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3210 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3211 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3212 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3213 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3215 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3216 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3217 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3218 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3219 si saranno verificati eventi.
3221 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3222 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3223 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3224 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3225 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3226 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3227 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
3228 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
3229 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
3232 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3233 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3234 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3235 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3236 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3237 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3238 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3239 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3240 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3241 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3242 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3243 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3245 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3246 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
3247 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3248 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3249 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3250 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3251 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3252 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3253 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3254 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3255 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3256 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3257 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3258 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3260 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3261 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3264 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
3266 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3269 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3273 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3274 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3275 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3276 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3277 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3278 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3279 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3280 tale evenienza non si verificherà mai.
3282 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3283 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3284 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3285 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3286 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3287 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3288 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3289 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3290 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3291 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3292 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3293 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3294 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3295 chiamata di \func{read}.
3297 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3298 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3299 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3300 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3301 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3302 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3303 raggruppati in un solo evento.
3307 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3308 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3311 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3312 \label{sec:file_asyncronous_io}
3314 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html
3316 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3317 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3318 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3319 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3320 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3321 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3322 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3324 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3325 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3326 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
3327 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
3328 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
3329 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
3330 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
3331 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3334 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3335 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3336 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3337 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3338 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3339 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3340 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3343 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3344 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3345 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3346 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3347 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3348 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3349 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3351 \begin{figure}[!htb]
3352 \footnotesize \centering
3353 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3354 \includestruct{listati/aiocb.h}
3357 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3359 \label{fig:file_aiocb}
3362 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3363 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3364 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3365 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3366 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3367 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3368 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3369 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3370 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3371 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3372 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3373 del blocco di dati da trasferire.
3375 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3376 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3377 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3378 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3379 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3380 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3381 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3382 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3383 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3384 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3385 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3387 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3388 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3389 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3390 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3391 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3393 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3394 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3395 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3396 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3400 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3401 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3403 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3404 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3407 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3408 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3410 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3411 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3412 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3413 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3414 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3419 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3420 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3421 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3422 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3423 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3424 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3425 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
3426 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
3428 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3429 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3430 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3431 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3432 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3433 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
3434 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
3435 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
3438 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3439 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3440 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3441 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3442 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3443 errore; il suo prototipo è:
3444 \begin{prototype}{aio.h}
3445 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3447 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3450 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3451 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3455 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3456 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3457 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3458 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3459 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3460 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3461 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3462 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
3465 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3466 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3467 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3468 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3470 \begin{prototype}{aio.h}
3471 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3473 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3476 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3480 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3481 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3482 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3483 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3484 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3486 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3487 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
3488 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
3489 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
3490 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3493 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3494 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3495 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3496 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3498 \begin{prototype}{aio.h}
3499 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3501 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3503 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3504 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3505 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3508 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3509 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3510 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3511 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3512 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3513 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3514 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3515 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3517 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3518 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3519 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3520 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3521 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3523 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3524 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3525 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3526 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3528 \begin{prototype}{aio.h}
3529 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3531 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3534 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3535 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3536 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3540 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3541 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3542 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3543 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3544 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3545 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3546 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3547 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3548 \file{aio.h}) sono tre:
3549 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3550 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3551 cancellazione sono state già completate,
3553 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3556 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3557 corso e non sono state cancellate.
3560 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3561 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3562 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3563 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3564 del loro avvenuto completamento.
3566 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3567 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3568 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3569 specifica operazione; il suo prototipo è:
3570 \begin{prototype}{aio.h}
3571 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3574 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3575 operazioni specificate da \param{list}.
3577 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3578 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3581 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3583 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3584 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3589 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3590 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3591 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3592 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3593 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3594 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3595 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3596 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3597 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3599 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3600 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3601 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3602 \begin{prototype}{aio.h}
3603 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3606 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3607 secondo la modalità \param{mode}.
3609 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3610 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3612 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3614 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3615 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3616 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3617 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3618 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3623 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3624 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3625 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3626 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3627 che può prendere i valori:
3628 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3629 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3630 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3631 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3633 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3634 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3635 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3636 quelle non completate.
3638 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3639 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3640 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3641 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3642 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3643 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3644 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3647 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3648 \label{sec:file_advanced_io}
3650 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3651 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3652 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3653 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
3654 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
3655 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
3658 \subsection{File mappati in memoria}
3659 \label{sec:file_memory_map}
3661 \itindbeg{memory~mapping}
3662 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3663 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
3664 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3665 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3666 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3667 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3671 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3672 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3673 mappatura in memoria di un file.}
3674 \label{fig:file_mmap_layout}
3677 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3678 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3679 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3680 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3681 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3682 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3683 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3684 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3685 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3686 \textsl{memoria mappata su file}.
3688 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3689 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3690 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3691 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3692 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3693 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3696 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3697 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3698 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3699 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3700 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3701 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3704 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3705 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3706 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3707 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3708 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3710 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3711 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3712 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3717 \headdecl{sys/mman.h}
3719 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3722 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3724 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3725 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3726 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3728 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3729 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3730 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3731 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3732 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3733 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3734 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3735 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3736 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3737 dimensione delle pagine).
3738 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3739 \param{fd} è aperto in scrittura.
3740 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3741 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3742 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3743 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3744 numero di mappature possibili.
3745 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3747 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3748 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3749 l'opzione \texttt{noexec}.
3750 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3751 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3756 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3757 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3758 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3759 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3764 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3766 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3769 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3770 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3771 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3772 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3775 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3776 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3777 \label{tab:file_mmap_prot}
3780 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3781 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3782 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3783 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3784 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3785 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3786 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3787 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3788 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3789 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3790 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3791 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3793 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3794 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3795 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3796 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3797 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3798 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3803 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3805 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3808 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3809 da \param{start}, se questo non può essere usato
3810 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3811 valore di \param{start} deve essere allineato
3812 alle dimensioni di una pagina.\\
3813 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3814 riportati sul file e saranno immediatamente
3815 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3816 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3817 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3818 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3819 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3820 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3821 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3822 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3823 privata cui solo il processo chiamante ha
3824 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3825 il meccanismo del \textit{copy on
3826 write} \itindex{copy~on~write} e
3827 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3828 specificato se i cambiamenti sul file originale
3829 vengano riportati sulla regione
3830 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3831 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3832 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3833 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3834 scrittura sul file dovevano fallire con
3835 \errcode{ETXTBSY}).\\
3836 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3837 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3838 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3839 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3841 modifiche fatte alla regione mappata, in
3842 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3843 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3844 un \const{SIGSEGV}.\\
3845 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3847 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3848 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3849 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3850 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3851 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3852 ignorati.\footnotemark\\
3853 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3854 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3855 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3856 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3857 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3858 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3859 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3860 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3861 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3862 necessarie alla mappatura.\\
3863 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3864 non causa I/O.\footnotemark\\
3865 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3866 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3870 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3871 \label{tab:file_mmap_flag}
3874 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3877 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3878 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3879 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3880 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3882 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3883 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3884 parleremo più avanti.}
3886 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3887 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3888 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3889 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3890 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3891 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
3892 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3895 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3896 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3897 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3898 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3899 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3900 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3901 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3902 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3904 \begin{figure}[!htb]
3906 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3907 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3908 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3909 \label{fig:file_mmap_boundary}
3912 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3913 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3914 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3915 bordo della pagina successiva.
3917 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3918 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
3919 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3920 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3921 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3924 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3925 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3926 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3927 quella della mappatura in memoria.
3929 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3930 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3931 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3932 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
3933 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3935 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3936 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3937 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3938 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3939 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3940 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3941 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3942 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3943 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3944 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3948 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3949 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3950 alla lunghezza richiesta.}
3951 \label{fig:file_mmap_exceed}
3954 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3955 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3956 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3957 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3958 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3959 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3960 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3961 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3964 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3965 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3966 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3967 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3968 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3969 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3970 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3971 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3972 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3974 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3975 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
3976 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3977 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
3978 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
3979 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
3980 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
3982 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3983 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3984 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3985 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
3986 del contenuto della memoria su cui è mappato.
3988 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
3989 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
3990 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
3991 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
3992 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
3993 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
3996 \headdecl{sys/mman.h}
3998 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4000 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4002 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4003 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4005 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4006 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4008 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4009 precedentemente mappata.
4014 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4015 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4016 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4017 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4018 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4019 del file aggiornato.
4025 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4027 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4030 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4031 quando questa è stata completata.\\
4032 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4033 non attendendo che questa sia finita.\\
4034 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4035 in memoria così da rendere necessaria una
4036 rilettura immediata delle stesse.\\
4039 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4040 \label{tab:file_mmap_msync}
4043 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4044 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4045 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4046 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4047 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4048 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4049 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4050 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4051 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4053 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4054 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4057 \headdecl{sys/mman.h}
4059 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4061 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4063 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4064 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4066 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4067 precedentemente mappata.
4072 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4073 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4074 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4075 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4076 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4077 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4078 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4079 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4080 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4082 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4083 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4084 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4085 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4086 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4088 % \headdecl{unistd.h}
4089 \headdecl{sys/mman.h}
4091 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4093 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4096 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4097 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4099 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4100 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4101 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4102 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4103 ha solo accesso in lettura.
4104 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4105 % necessarie all'interno del kernel.
4106 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4109 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4114 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4115 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4116 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4117 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4118 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4119 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4121 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4122 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4123 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4124 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4127 \headdecl{sys/mman.h}
4129 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4130 new\_size, unsigned long flags)}
4132 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4134 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4135 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4136 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4139 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4141 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4142 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4143 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4144 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4145 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4146 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4147 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4153 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4154 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4155 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4156 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4157 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4158 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4159 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4160 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4161 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4162 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4163 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4164 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4166 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4167 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4168 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4169 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4170 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4171 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4172 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4174 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4175 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4176 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4177 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4178 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4179 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4181 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4182 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4183 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4184 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4185 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4186 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4187 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4188 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4189 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4190 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4191 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4193 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4194 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4195 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4196 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4197 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4198 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4199 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4200 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4201 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4202 \textit{memory mapping}.
4204 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4205 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4206 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4207 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4208 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4209 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4210 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4211 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4213 \headdecl{sys/mman.h}
4215 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4216 ssize\_t pgoff, int flags)}
4218 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4220 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4221 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4223 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4224 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4225 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4230 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4231 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4232 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4233 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4234 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4235 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4238 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4239 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4240 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4241 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4242 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4243 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4244 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4245 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4247 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4248 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4249 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4250 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4251 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4252 \textit{memory mapping}.
4254 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4255 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4256 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4257 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4258 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4259 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4260 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4261 interessate dal \textit{memory mapping}.
4263 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4264 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4265 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4266 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4267 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4268 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4269 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4270 \const{MAP\_POPULATE}.
4272 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4273 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4274 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4275 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4276 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4277 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4278 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4280 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4281 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4282 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4283 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4284 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4285 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4287 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4288 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4289 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4290 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4291 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4292 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4294 \headdecl{sys/mman.h}
4296 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4298 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4300 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4301 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4303 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4304 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4305 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4306 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4307 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4308 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4309 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4310 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4311 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4312 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4315 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4319 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4320 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4321 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4322 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4323 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4324 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4325 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4326 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4327 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4328 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4329 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4330 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4335 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4337 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4340 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4341 di default usato quando non si è chiamato
4343 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4344 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4345 anticipata con il meccanismo del
4346 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4347 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4348 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4349 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4350 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4351 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4352 scartare immediatamente le pagine una volta che
4353 queste siano state lette.\\
4354 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4355 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4356 deve essere incentivata.\\
4357 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4358 futuro, pertanto le pagine possono essere
4359 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4360 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4361 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4362 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4364 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4365 relativo supporto sottostante; è supportato
4366 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4367 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4368 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4369 ereditato dal processo figlio dopo una
4370 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4371 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4372 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4373 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4374 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4375 causare problemi per l'hardware che esegue
4376 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4377 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4378 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4379 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4380 principalmente ad uso dei sistemi di
4381 virtualizzazione).\footnotemark\\
4384 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4385 \label{tab:madvise_advice_values}
4388 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4391 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4392 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4393 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4394 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4395 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4396 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4397 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4398 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4399 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4400 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4402 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4403 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4404 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4405 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4406 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4407 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4408 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4409 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4410 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4412 \itindend{memory~mapping}
4415 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4416 \label{sec:file_multiple_io}
4418 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4419 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4420 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4421 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4422 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4423 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4424 contare sulla atomicità delle operazioni.
4426 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove system call
4427 che permettessero di effettuare con una sola chiamata una serie di letture o
4428 scritture su una serie di buffer, con quello che viene normalmente chiamato
4429 \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono \funcd{readv} e
4430 \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese da BSD4.4, esse
4431 sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i relativi prototipi
4434 \headdecl{sys/uio.h}
4436 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4437 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4439 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4441 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4442 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4443 assumerà uno dei valori:
4445 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4446 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4447 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4448 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4449 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4450 non ci sono dati in lettura.
4451 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4453 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4454 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4455 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4456 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4459 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4460 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4461 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4462 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4463 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4465 \begin{figure}[!htb]
4466 \footnotesize \centering
4467 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4468 \includestruct{listati/iovec.h}
4471 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4473 \label{fig:file_iovec}
4476 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4477 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4478 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4479 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4480 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4481 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4482 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4483 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4484 specificati nel vettore \param{vector}.
4486 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4487 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4488 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4489 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4490 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
4491 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4492 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4493 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
4495 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4496 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
4497 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
4498 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
4499 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4500 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4501 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4503 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4504 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4505 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4506 cap.~\ref{cha:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4507 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4508 corrispondenti a quanto aspettato.
4510 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4511 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4512 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4513 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4514 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4515 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4516 \funcd{preadv} e \func{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4517 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4518 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4519 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4520 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4521 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4522 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4524 \headdecl{sys/uio.h}
4526 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4528 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4531 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4534 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4535 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4536 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4537 per \var{errno} anche i valori:
4539 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4540 usato come \ctyp{off\_t}.
4541 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4546 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4547 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4548 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4549 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4550 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4551 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4553 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4554 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4555 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4556 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4557 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4558 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4562 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4564 \label{sec:file_sendfile_splice}
4566 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4567 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4568 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4569 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4571 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4572 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4573 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4574 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4575 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4576 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4577 questo tipo di situazioni.
4579 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4580 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4581 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4582 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4583 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4584 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4585 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4586 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4587 di \funcd{sendfile} è:
4589 \headdecl{sys/sendfile.h}
4591 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4594 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4596 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4597 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4600 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4601 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4602 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4603 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4605 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4606 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4609 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4613 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4614 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4615 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4616 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4617 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4620 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4621 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4622 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4623 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4624 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4625 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4626 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4627 letti da \param{in\_fd}.
4629 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4630 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4631 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4632 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4633 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4634 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4635 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4636 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4637 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4638 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4639 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4640 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4641 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4642 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4643 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4645 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4646 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4647 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4648 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4649 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4650 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4651 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4652 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4653 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4654 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4655 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4656 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
4657 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
4658 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4659 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4660 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4661 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4663 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4664 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4665 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4666 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4667 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4668 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4669 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4671 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4672 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4673 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4674 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4675 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4676 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4677 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4678 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4679 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4680 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
4681 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
4682 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
4683 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
4684 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
4685 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
4686 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
4687 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
4688 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
4689 essa può essere effettivamente utilizzata.}
4691 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4692 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4693 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4694 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4695 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4696 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
4697 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
4698 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
4699 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
4700 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
4701 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
4702 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
4703 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
4704 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
4705 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
4706 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
4707 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
4709 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4710 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4711 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4712 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4713 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4714 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4715 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4716 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4717 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4718 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4719 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4724 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4725 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4727 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4729 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4730 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4733 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4734 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4735 aperti in lettura o scrittura.
4736 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4737 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4738 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4739 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4741 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4743 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4744 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4749 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4750 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4751 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4752 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4753 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4754 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4755 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4756 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4758 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4759 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4760 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4761 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4762 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4763 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4764 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4765 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4766 il suddetto file in modalità non bloccante).
4768 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4769 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4770 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4771 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4772 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4773 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4774 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4775 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4776 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4777 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4778 specificato come valore non nullo.
4780 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4781 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4782 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4783 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4784 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4785 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4786 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4791 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4793 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4796 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4797 di memoria contenenti i dati invece di
4798 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4800 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4801 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4802 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4803 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4804 questo significa che la funzione potrà
4805 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4806 file descriptor (a meno che anch'essi non
4807 siano stati aperti in modalità non
4809 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4810 ulteriori dati in una \func{splice}
4811 successiva, questo è un suggerimento utile
4812 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4813 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4814 solo da \func{splice}, potrà essere
4815 implementato in futuro anche per
4816 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4817 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4818 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4819 se impostato una seguente \func{splice} che
4820 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4821 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4822 essere copiate; per usare questa opzione i
4823 dati dovranno essere opportunamente allineati
4824 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4825 memoria. Viene usato soltanto da
4829 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4830 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4832 \label{tab:splice_flag}
4835 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4836 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4837 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4838 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4839 saranno comunque copiate.}
4841 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4842 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4843 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4844 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4845 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4847 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4848 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4851 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4852 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4853 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4854 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4855 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4856 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4857 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4859 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4860 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4861 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4862 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4863 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4867 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4868 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4869 \label{fig:splicecp_data_flux}
4872 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4873 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4874 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4875 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4876 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4878 \begin{figure}[!htbp]
4879 \footnotesize \centering
4880 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
4881 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4884 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4886 \label{fig:splice_example}
4889 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4890 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4891 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4892 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4893 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4894 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4895 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4896 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4898 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4899 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4900 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4901 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4902 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4903 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4904 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4905 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4906 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4907 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4908 (\texttt{\small 41--43}).
4910 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4911 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4912 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4913 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4914 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4915 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4916 del file di destinazione.
4918 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4919 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4920 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4921 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4922 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4923 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4924 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4925 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4926 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4927 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4928 presenti sul buffer.
4930 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4931 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4932 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4933 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4934 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4936 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4937 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4938 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4939 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4940 genere di migliorare le prestazioni.
4942 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4943 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4944 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4945 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4946 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4947 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4949 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4950 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4951 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
4955 \headdecl{sys/uio.h}
4957 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4958 nr\_segs, unsigned int flags)}
4960 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4962 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4963 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4966 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4967 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4968 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4969 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4970 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4976 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
4977 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
4978 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
4979 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
4980 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
4981 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
4982 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
4983 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
4984 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
4985 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
4986 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
4987 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
4989 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
4990 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
4991 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
4992 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
4993 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
4994 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
4995 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
4996 eseguire una copia dei dati che contengono.
4998 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
4999 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5000 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5001 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5002 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5003 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5007 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5010 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5012 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5013 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5016 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5017 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5018 stessa \textit{pipe}.
5019 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5025 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5026 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5027 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5028 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5029 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5030 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5031 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5032 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5033 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5034 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5035 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5036 funzione non bloccante.
5038 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5039 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5040 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5041 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5042 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5043 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5044 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5045 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5046 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5047 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5048 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5049 allegati alla guida.
5051 \begin{figure}[!htbp]
5052 \footnotesize \centering
5053 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5054 \includecodesample{listati/tee.c}
5057 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5058 standard input sullo standard output e su un file.}
5059 \label{fig:tee_example}
5062 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
5063 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5064 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
5065 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
5066 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5068 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
5069 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5070 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5071 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5072 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5073 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5074 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5075 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
5076 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
5078 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5079 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5080 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
5081 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5082 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5083 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5084 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5086 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5087 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5088 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
5089 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
5090 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
5091 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
5092 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
5093 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
5094 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
5095 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
5096 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
5097 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
5099 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5102 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5103 \label{sec:file_fadvise}
5105 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5106 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5107 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5108 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5109 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5110 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5112 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5113 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5114 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5115 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5116 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5117 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5118 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5121 \itindbeg{read-ahead}
5123 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5124 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5125 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5126 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5127 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5128 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5129 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5133 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5135 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5137 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5138 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5140 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5141 valido o non è aperto in lettura.
5142 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5143 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5148 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5149 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5150 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5151 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5152 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5153 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5154 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5156 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5157 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5158 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5159 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5160 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5161 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5162 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5163 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5164 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5166 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5167 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5168 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5169 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5170 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5171 nelle operazioni successive.
5173 \itindend{read-ahead}
5175 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5176 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5177 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
5178 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5179 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5180 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5181 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5182 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5183 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5184 valore di almeno 600, è:
5188 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5190 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5192 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5193 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5195 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5197 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5198 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5199 (come una pipe o un socket).
5200 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5201 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5206 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5207 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5208 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5209 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5210 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5211 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5212 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5213 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5214 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5215 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5216 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5217 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5218 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5219 che utilizza semplicemente l'informazione.
5224 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5226 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5229 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5230 riguardo le modalità di accesso, il
5231 comportamento sarà identico a quello che si
5232 avrebbe senza nessun avviso.\\
5233 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5234 accedere ai dati specificati in maniera
5235 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5237 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5238 completamente causale.\\
5239 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5240 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5241 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5244 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5245 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5247 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5250 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5251 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5252 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5253 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5254 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5255 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5256 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5257 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5258 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5259 riportarsi al comportamento di default.
5261 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5262 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5263 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5264 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5265 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5266 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5267 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5268 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5269 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5271 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5272 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5273 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5274 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5275 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5276 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5277 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5278 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5280 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5281 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5282 specifica per le operazioni di scrittura,
5283 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5284 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5285 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5286 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5291 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5293 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5295 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5296 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5297 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5299 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5300 valido o non è aperto in scrittura.
5301 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5303 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5304 la dimensione massima consentita per un file.
5305 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5307 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5309 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5314 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5315 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5316 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5317 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5318 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5319 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5320 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5321 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5323 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5324 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5325 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5326 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5327 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5328 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5329 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5330 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5331 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5332 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5333 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5334 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5335 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5337 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5338 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5339 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5340 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5341 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5342 diventa effettivamente disponibile.
5344 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5345 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5346 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5347 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5348 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5349 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5350 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5351 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5352 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5353 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5355 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5356 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5357 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5358 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5359 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5360 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5361 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5363 \headdecl{linux/fcntl.h}
5365 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5367 Prealloca dello spazio disco per un file.
5369 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5370 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5372 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5373 valido aperto in scrittura.
5374 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5375 dimensioni massime di un file.
5376 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5377 minore o uguale a zero.
5378 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5380 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5381 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5382 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5383 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5384 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5386 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5390 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5391 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5392 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5393 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5394 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5395 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5396 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5397 dimensione corrente.
5399 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5400 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5401 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5402 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5405 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5406 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5412 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5413 % http://lwn.net/Articles/432757/
5416 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
5417 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5418 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5419 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5420 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5421 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5422 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5423 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5424 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5425 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5426 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5427 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5428 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5429 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5430 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5431 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5432 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5433 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5434 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5435 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5436 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5437 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5438 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5439 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5440 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5441 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5442 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5443 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5444 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
5445 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5446 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5447 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5448 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
5449 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5450 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5451 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5452 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
5453 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5454 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5455 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5456 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5457 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5458 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5459 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5460 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5461 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5462 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5463 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5464 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5465 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5466 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5467 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5468 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5469 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval
5470 % LocalWords: ABSTIME gettime
5473 %%% Local Variables:
5475 %%% TeX-master: "gapil"