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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 \itindbeg{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\itindex{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 \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
230 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \kstruct{inode} (per le
231 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{include/linux/fs.h}
232 nei sorgenti del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se
233 si tratta di un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX
234 (\const{FL\_POSIX}).} dato che questo è l'unico riferimento in comune che
235 possono avere due processi 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 \ids{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 \ids{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 \itindex{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 \ids{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 \ids{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 \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
496 \func{exec} in quanto il \ids{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 \ids{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 \ids{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 \ids{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 \ids{GID} 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 sez.~\ref{sec:sys_file_config}), 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 \itindend{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 \headfile{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 \headfile{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 \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1134 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1135 le \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 \index{variabili!globali} variabile
1177 globale e controllare questa nel corpo principale del programma; abbiamo visto
1178 in sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili
1179 \itindex{race~condition} \textit{race condition}, per cui diventa essenziale
1180 utilizzare \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima
1181 di eseguire il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative
1182 operazioni, onde evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il
1183 controllo, che andrebbe perso.
1185 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1186 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1187 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1188 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1189 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1190 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1191 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1192 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1193 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1195 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1196 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1197 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1198 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
1199 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
1200 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1201 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
1202 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
1203 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
1204 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
1205 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
1206 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
1207 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
1208 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
1209 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1210 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1211 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1212 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1213 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1216 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1217 \label{sec:file_poll}
1219 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1220 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1221 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1222 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1223 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1225 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1226 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1228 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1231 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1232 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1233 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1235 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1237 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1238 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1239 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1241 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1244 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1245 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1246 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1247 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1248 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1249 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1250 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1251 \textsl{non-bloccante}).
1253 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1254 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1255 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1256 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1257 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1258 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1259 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1260 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1261 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1262 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1263 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1264 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1266 \begin{figure}[!htb]
1267 \footnotesize \centering
1268 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1269 \includestruct{listati/pollfd.h}
1272 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1273 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1274 \label{fig:file_pollfd}
1277 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1278 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1279 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1280 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1281 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1282 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1283 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1288 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1290 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1293 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1294 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1295 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1296 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1299 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1300 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1301 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1303 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1304 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1305 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1306 socket.\footnotemark\\
1307 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1309 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1312 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1313 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1314 \label{tab:file_pollfd_flags}
1317 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1318 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1319 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1320 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1321 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1322 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1324 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1325 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1326 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1327 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1328 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1329 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1330 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1331 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1332 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1333 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1334 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1336 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1337 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1338 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1339 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1340 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1341 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1342 file, definirla soltanto prima di includere \headfile{sys/poll.h} non è
1345 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1346 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1347 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1348 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1349 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1350 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1351 tramite \var{errno}.
1353 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1354 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1355 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1356 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1357 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1358 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1359 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1360 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1361 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1362 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1365 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1366 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1367 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1368 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1369 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1372 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1373 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1374 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1375 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1376 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1378 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1379 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1380 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1381 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1383 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1384 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1385 const sigset\_t *sigmask)}
1387 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1390 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1391 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1392 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1394 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1396 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1397 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1398 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1400 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1403 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1404 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1405 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1406 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1407 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1408 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1409 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1411 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1412 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1413 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1414 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1415 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1416 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1417 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1418 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1419 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1423 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1424 \label{sec:file_epoll}
1428 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1429 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1430 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1431 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1432 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1433 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1434 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1435 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1436 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1438 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1439 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1440 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1441 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1442 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1443 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1444 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1445 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1446 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1447 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1448 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1450 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1451 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1452 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1453 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1454 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1455 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1456 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1457 presentano attività.
1459 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1460 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1461 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1462 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1463 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1464 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1465 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1466 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1467 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1468 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1469 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1470 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1473 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1474 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1475 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1476 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1477 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1478 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1479 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1480 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1481 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1483 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1484 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1485 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1486 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1487 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1488 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1489 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1490 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1491 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1492 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1493 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1495 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1496 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1497 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1498 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1499 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1500 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1501 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1502 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1503 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1504 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1507 \headdecl{sys/epoll.h}
1509 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1510 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1512 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1514 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1515 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1516 assumerà uno dei valori:
1518 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1519 positivo o non valido per \param{flags}.
1520 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1522 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1523 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1524 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1525 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1531 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1532 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1533 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1534 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1535 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1536 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1537 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1538 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1539 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1540 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1541 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1543 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1544 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1545 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1546 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1547 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1548 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1549 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1550 \const{O\_CLOEXEC} in tab.~\ref{tab:file_open_flags}), senza che sia
1551 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1553 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1554 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1555 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1556 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1557 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1558 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1560 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1562 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1563 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1565 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1567 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1568 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1569 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1570 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1571 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1572 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1573 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1574 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1575 l'operazione richiesta.
1576 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1577 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1578 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1579 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1584 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1585 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1586 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1587 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1588 delle operazioni cui fanno riferimento.
1593 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1595 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1598 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1599 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1600 controllati tramite \param{epfd}, in
1601 \param{event} devono essere specificate le
1602 modalità di osservazione.\\
1603 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1604 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1606 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1607 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1610 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1611 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1612 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1615 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1616 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1617 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1618 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1619 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1620 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1622 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1623 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1624 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1625 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1626 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1627 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1628 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1629 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1630 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1633 \begin{figure}[!htb]
1634 \footnotesize \centering
1635 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1636 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1639 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1640 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1642 \label{fig:epoll_event}
1645 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1646 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1647 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1648 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1649 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1651 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1652 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1653 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1654 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1655 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1656 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1657 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1658 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1659 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1660 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1661 identificazione del file descriptor.
1666 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1668 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1671 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1672 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1673 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1674 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1675 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1676 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1677 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1679 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1680 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1681 disponibili in lettura (analogo di
1682 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1683 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1685 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1686 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1687 viene comunque riportata in uscita, e non è
1688 necessaria impostarla in ingresso.\\
1689 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1690 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1691 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1692 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1693 triggered} per il file descriptor associato.\\
1694 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1695 descriptor associato.\footnotemark\\
1698 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1699 \struct{epoll\_event}.}
1700 \label{tab:epoll_events}
1703 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1704 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1705 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1707 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1710 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1711 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1712 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1713 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1714 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1715 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1716 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1717 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1718 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1719 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1720 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1723 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1724 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1725 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1726 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1727 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1728 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1729 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1731 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1732 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1733 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1734 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1735 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1737 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1738 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1739 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1740 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1741 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1742 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1743 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1744 logica \textit{edge triggered}.}
1746 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1747 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1748 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1749 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1750 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1751 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1752 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1753 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1755 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1756 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1757 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1758 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1759 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1762 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1764 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1765 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1766 assumerà uno dei valori:
1768 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1769 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1770 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1771 della scadenza di \param{timeout}.
1772 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1773 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1778 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1779 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1780 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1781 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1782 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1783 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1784 con l'argomento \param{maxevents}.
1786 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1787 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1788 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1789 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1790 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1791 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1794 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1795 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1796 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1797 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1798 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1799 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1800 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1801 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1802 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1804 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1805 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1806 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1807 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1808 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1809 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1810 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1811 luce delle modifiche.
1813 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1814 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1815 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1816 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1817 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1818 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1819 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1820 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1821 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1822 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1824 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1825 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1826 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1827 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1828 che consenta di reimpostare all'uscita una maschera di segnali, analoga alle
1829 estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che abbiamo visto in precedenza per
1830 \func{select} e \func{poll}; in questo caso la funzione si chiama
1831 \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata introdotta a partire dal
1832 kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di \textit{epoll}, specifica di
1833 Linux.} ed il suo prototipo è:
1834 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1835 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1836 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1838 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1841 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1842 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1843 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1847 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1848 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
1849 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
1850 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
1852 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1854 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1855 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1856 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1857 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1858 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1859 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1860 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1865 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1866 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1868 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1869 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1870 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1871 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1872 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1873 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1874 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1876 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1877 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1878 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1879 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1880 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1881 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1882 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1883 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1884 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1885 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1887 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1888 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1889 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1890 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1891 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1892 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1893 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1894 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1895 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1896 \index{system~call~lente} system call lente che vengono interrotte e devono
1899 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1900 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1901 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1902 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1903 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1904 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1905 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1906 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1907 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
1908 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1909 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1910 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1912 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1913 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
1914 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1915 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1916 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1917 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1918 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1920 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1921 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1922 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1923 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1924 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
1925 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
1926 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1927 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
1928 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
1930 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1931 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è
1932 l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono infatti due
1933 versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
1934 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1935 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
1936 versione, \func{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
1937 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
1938 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
1939 maschera dei segnali, il cui valore viene impostato automaticamente dalle
1940 \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
1941 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1942 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1944 Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.
1946 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1947 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1950 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1951 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1952 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1953 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1954 descriptor di \func{signalfd}.
1955 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1956 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
1959 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
1963 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
1964 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
1965 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
1966 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
1967 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
1968 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
1969 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
1970 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
1971 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
1973 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
1974 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
1975 puntatore ad una maschera di segnali creata con l'uso delle apposite macro già
1976 illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La maschera deve indicare su quali
1977 segnali si intende operare con \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato
1978 con una successiva chiamata a \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e
1979 \signal{SIGSTOP} non possono essere intercettati (e non prevedono neanche la
1980 possibilità di un gestore) un loro inserimento nella maschera verrà ignorato
1981 senza generare errori.
1983 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
1984 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
1985 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
1986 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
1987 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
1988 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.} L'argomento deve essere
1989 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
1990 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
1995 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1997 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2000 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2001 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2002 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2003 chiusura automatica del file descriptor nella
2004 esecuzione di \func{exec}.\\
2007 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2008 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2009 \label{tab:signalfd_flags}
2012 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2013 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2014 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2015 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2016 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2017 installato in precedenza).\footnote{il blocco non ha invece nessun effetto sul
2018 file descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile
2019 pertanto ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.}
2020 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2021 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2022 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2023 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2024 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2026 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2027 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2028 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2029 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2030 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2032 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2033 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2034 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2035 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2036 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2037 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2038 soltanto una volta.\footnote{questo significa che tutti i file descriptor su
2039 cui è presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le
2040 funzioni di \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su
2041 uno di essi il segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non
2042 saranno più disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una
2043 ulteriore occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.}
2045 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2046 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2047 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2048 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2049 imposto con \func{sigprocmask}.
2051 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2052 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2053 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2054 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2055 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2056 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2057 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2058 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2059 pendenti attraverso una \func{exec}.
2061 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2062 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2063 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2064 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2065 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2066 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2067 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2068 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2070 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2071 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2072 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2073 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2074 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2075 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2076 successivo con \func{fcntl}.
2078 \begin{figure}[!htb]
2079 \footnotesize \centering
2080 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2081 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2084 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2085 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2086 \label{fig:signalfd_siginfo}
2089 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2090 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2091 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2092 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2093 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2094 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2095 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2096 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2097 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2099 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2100 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2101 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2102 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2103 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2104 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2105 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2106 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2108 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2109 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2110 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2111 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2112 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2113 \texttt{FifoReporter.c}).
2115 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2116 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2117 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2118 (\texttt{\small 12--16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2119 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2120 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2123 \begin{figure}[!htbp]
2124 \footnotesize \centering
2125 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2126 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2129 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2130 \file{FifoReporter.c}.}
2131 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2134 Il primo passo (\texttt{\small 19--20}) è la crezione di un file descriptor
2135 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2136 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2137 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2138 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2139 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22--25}) in
2140 una maschera di segnali \texttt{sigmask} che useremo con (\texttt{\small 26})
2141 \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la stessa maschera si potrà per
2142 passare all'uso (\texttt{\small 28--29}) di \func{signalfd} per abilitare la
2143 notifica sul file descriptor \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30--33})
2144 dovrà essere aggiunto con \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor
2145 controllati con \texttt{epfd}.
2147 Occorrerà infine (\texttt{\small 35--38}) creare la \textit{named fifo} se
2148 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39--40}); una
2149 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2150 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2151 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2154 \begin{figure}[!htbp]
2155 \footnotesize \centering
2156 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2157 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2160 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2161 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2164 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2165 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2--45}) che si è riportato in
2166 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2167 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2168 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2--3}) la presenza di un file
2169 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait},\footnote{si ricordi che
2170 entrambi i file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in
2171 osservazioni per eventi di tipo \const{EPOLLIN}.} che si bloccherà fintanto
2172 che non siano stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un
2173 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2174 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2175 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2176 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2179 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2180 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2181 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5--44}) sul numero
2182 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2183 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2184 del file descriptor riconosciuto come pronto.\footnote{controllando cioè a
2185 quale dei due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2186 \var{events[i].data.fd}.}
2188 Il primo condizionale (\texttt{\small 6--24}) è relativo al caso che si sia
2189 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2190 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2191 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2192 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2193 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8--24}) che prosegue fintanto che vi
2194 siano dati da leggere.
2196 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9--14}) se il valore di
2197 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2198 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2199 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2200 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati.\footnote{si ricordi come
2201 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2202 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2203 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non
2204 vi saranno più dati da leggere.}
2206 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2207 (\texttt{\small 19--20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2208 struttura \const{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf}\footnote{per la
2209 stampa si è usato il vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale
2210 corrisponde il nome del segnale avente il numero corrispondente, la cui
2211 definizione si è omessa dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init}
2212 per brevità.} ed il \textit{pid} del processo da cui lo ha ricevuto; inoltre
2213 (\texttt{\small 21--24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2214 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2215 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2218 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26--39}) è invece relativo al caso in
2219 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2220 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2221 letture in un ciclo (\texttt{\small 28--39}) ripetendole fin tanto che la
2222 funzione \func{read} non resituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2223 (\texttt{\small 29--35}).\footnote{il procedimento è lo stesso adottato per il
2224 file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso
2225 di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si
2226 stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.} Se invece vi
2227 sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small 36}) una
2228 terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto (\texttt{\small
2229 37--38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2230 (\texttt{\small 40--44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2231 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2232 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2234 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2235 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2236 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2238 piccardi@hain:~/gapil/sources$ ./a.out
2239 FifoReporter starting, pid 4568
2242 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2244 root@hain:~# echo prova > /tmp/reporter.fifo
2252 mentre inviando un segnale:
2254 root@hain:~# kill 4568
2262 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2269 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2278 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2279 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2280 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2281 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2282 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2283 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2284 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2285 timer.\footnote{in realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd}
2286 per ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia
2287 semplifica notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola
2288 \textit{system call}.}
2290 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2291 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2292 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2293 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2294 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2295 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2296 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2297 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2298 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione prevista, quella che
2299 consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui prototipo è:
2300 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2301 {int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2303 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2305 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2306 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2309 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2310 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2311 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2312 precedenti il 2.6.27.
2313 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2314 descriptor di \func{signalfd}.
2315 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2316 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
2319 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2323 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2324 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2325 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2326 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2327 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2328 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2329 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2330 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2331 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2332 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2333 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2338 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2340 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2343 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2344 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2345 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2346 chiusura automatica del file descriptor nella
2347 esecuzione di \func{exec}.\\
2350 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2351 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2353 \label{tab:timerfd_flags}
2356 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2357 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2358 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2359 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec},\footnote{a
2360 meno che non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2361 \const{TFD\_CLOEXEC}.} e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2362 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2363 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2364 timer impostati con le funzioni ordinarie.\footnote{si ricordi infatti che,
2365 come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali
2366 pendenti nel padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.}
2368 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2369 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2370 periodicità di ripetizione, per farlo si usa la funzione omologa di
2371 \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2372 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2373 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2374 {int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2375 const struct itimerspec *new\_value,
2376 struct itimerspec *old\_value)}
2378 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2380 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2381 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2384 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2386 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2387 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2388 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2389 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2395 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2396 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2397 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2398 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2399 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2400 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2402 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2403 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2404 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2405 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2406 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2407 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2408 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2409 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2410 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2411 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2412 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2414 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2415 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2416 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2417 {int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2419 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2421 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2422 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2425 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2427 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2428 con \func{timerfd\_create}.
2429 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2438 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2439 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2441 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2442 dalla ultima impostazione
2445 usato per leggere le notifiche delle scadenze dei timer. Queste possono essere
2446 ottenute leggendo in maniera ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2451 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2452 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2453 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2454 % http://lwn.net/Articles/245533/
2455 % http://lwn.net/Articles/267331/
2458 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2459 \label{sec:file_asyncronous_access}
2461 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2462 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2463 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2464 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2465 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2466 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2467 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2468 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2469 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2470 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2471 operazioni di I/O volute.
2474 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2475 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2477 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2479 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
2480 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
2481 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
2482 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
2483 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
2484 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
2485 sez.~\ref{sec:file_fcntl}). In realtà parlare di apertura in modalità
2486 asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura del file
2487 vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che più
2488 propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2489 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2490 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2493 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2494 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2495 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2496 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2497 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2498 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2499 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, selezionare con il comando
2500 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2501 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2502 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2503 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2506 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2508 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2509 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2510 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2511 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2512 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2513 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2514 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2515 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2516 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2517 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2520 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2521 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2522 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2523 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2524 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2525 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2526 verrebbero notificati una volta sola.
2528 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2529 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2530 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2531 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2532 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2533 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2534 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2536 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2537 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2538 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2539 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2540 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2541 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2542 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2543 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2544 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2546 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2547 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2548 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2549 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2550 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2551 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2552 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2555 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2556 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2557 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2558 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2559 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2560 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2561 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2562 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2563 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2564 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2566 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2568 \itindend{signal~driven~I/O}
2572 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2573 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2575 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2576 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2577 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2578 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2579 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2580 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2581 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2582 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2583 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2584 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2585 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2586 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2587 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2590 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2591 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2592 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2593 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2594 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2595 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2596 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2597 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2598 nessuna funzionalità di notifica.
2600 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2601 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2602 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2603 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2604 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2605 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2606 \itindex{polling} \textit{polling}.
2608 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2609 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2610 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2611 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2612 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2613 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2614 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2616 \itindbeg{file~lease}
2618 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2619 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2620 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2621 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2622 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2624 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2625 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2626 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2627 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2628 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2629 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2630 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2631 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2632 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2633 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2635 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2636 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2637 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2638 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2639 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2640 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2642 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
2643 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
2644 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
2645 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
2646 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
2647 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
2648 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2653 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2655 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2658 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2659 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2660 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2663 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2664 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2665 \const{F\_GETLEASE}.}
2666 \label{tab:file_lease_fctnl}
2669 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2670 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2671 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2672 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2673 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2674 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2676 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2677 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2678 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2679 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2680 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2681 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2682 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2683 \textit{lease} su qualunque file.
2685 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2686 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2687 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2688 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2689 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2690 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2691 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2692 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2693 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2694 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2695 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2696 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2697 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2698 operazioni di lettura e scrittura.
2700 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2701 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2702 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2703 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2704 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2705 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2706 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2707 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2708 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2709 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2712 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2713 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2714 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2715 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2716 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2717 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2718 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2719 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2720 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2722 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2723 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2724 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2725 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2726 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2727 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2728 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2729 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2730 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2734 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2735 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2736 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2737 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2738 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2739 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2740 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2741 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2742 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2743 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2744 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2745 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2746 \struct{siginfo\_t}.
2748 \itindend{file~lease}
2753 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2755 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2758 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2759 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2760 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2761 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2762 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2763 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2764 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2765 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2766 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2768 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2769 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2770 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2771 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2772 directory (con \func{rename}).\\
2773 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2774 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2776 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2780 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2781 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2782 \label{tab:file_notify}
2785 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2786 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2787 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2788 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2789 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2790 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2791 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2793 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2794 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2795 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2796 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2797 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2798 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2799 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2800 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2801 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2802 specificare un valore nullo.
2806 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2807 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2808 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2809 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2810 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2811 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2812 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2814 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2815 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2816 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2817 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2818 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2819 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2820 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2821 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2822 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2826 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2827 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2828 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2829 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2830 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2831 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2832 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2833 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2834 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2836 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2837 {int inotify\_init(void)}
2839 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2841 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2842 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2844 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2845 \textit{inotify} consentite all'utente.
2846 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2848 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2854 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2855 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2856 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2857 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2858 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2859 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2860 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2861 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2862 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2863 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2864 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2865 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2866 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2867 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2868 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2870 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2871 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2872 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2873 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2874 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
2875 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
2876 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
2877 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
2878 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
2879 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
2880 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
2881 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
2882 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
2883 saranno automaticamente rilasciate.
2885 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2886 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2887 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2888 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2889 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2890 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2891 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2892 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2893 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2895 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2897 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2898 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2900 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2901 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2902 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2903 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2904 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2906 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2909 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2910 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2911 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2912 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2913 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2914 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2915 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2916 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2917 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2918 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2919 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2920 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2921 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2922 un solo file descriptor.
2924 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2925 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2926 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2927 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2928 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2929 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2930 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2931 flag della prima parte.
2936 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2938 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2941 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2943 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2944 dell'inode (o sugli attributi
2946 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2947 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2949 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2951 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2952 directory in una directory sotto
2954 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2955 directory in una directory sotto
2957 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2958 directory) sotto osservazione.\\
2959 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2960 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2961 directory) sotto osservazione.\\
2962 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2963 directory sotto osservazione.\\
2964 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2965 directory sotto osservazione.\\
2966 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2968 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2969 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2970 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2971 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2972 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2973 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2974 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2978 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2979 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2980 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2981 \label{tab:inotify_event_watch}
2984 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2985 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2986 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2987 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2988 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2989 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2990 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
2991 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
2992 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
2997 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2999 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3002 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3004 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3005 nell'argomento \param{mask}, invece di
3007 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3008 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3010 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3011 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3012 quelli per i file che contiene.\\
3015 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3016 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3017 modalità di osservazione.}
3018 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3021 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3022 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3023 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3024 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3025 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3027 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3028 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3029 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3030 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3031 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3032 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3033 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3034 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3035 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3037 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3038 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3039 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3040 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3041 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3042 sarà più notificato.
3044 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3045 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3046 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3047 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3048 la eventuale rimozione dello stesso.
3050 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3051 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3053 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3054 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3056 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3058 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3059 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3061 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3063 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3064 non è associato ad una coda di notifica.
3069 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3070 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3071 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3072 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3073 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3074 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3075 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3076 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3077 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3078 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3079 \func{inotify\_rm\_watch}.
3081 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3082 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3083 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3084 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3085 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3086 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3087 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3088 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3090 \begin{figure}[!htb]
3091 \footnotesize \centering
3092 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3093 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3096 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3097 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3098 \label{fig:inotify_event}
3101 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3102 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3103 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3104 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3105 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3106 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
3107 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
3108 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
3109 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
3110 file che sono cambiati.
3112 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3113 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3114 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3115 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3116 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3117 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3118 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3119 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3120 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3121 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3122 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3127 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3129 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3132 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3133 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3134 che in maniera implicita per la rimozione
3135 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3136 filesystem su cui questo si trova.\\
3137 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3138 (consente così di distinguere, quando si pone
3139 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3140 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3142 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3143 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3144 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3145 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3146 osservazione è stato smontato.\\
3149 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3150 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3151 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3154 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3155 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3156 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3157 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3158 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3159 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3161 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3162 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3163 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3164 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3165 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3167 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3168 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3169 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3170 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
3171 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
3172 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
3173 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
3174 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
3175 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
3176 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
3177 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
3180 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3181 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3182 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3183 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3184 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3185 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3187 \begin{figure}[!htbp]
3188 \footnotesize \centering
3189 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3190 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3193 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3194 \label{fig:inotify_monitor_example}
3197 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3198 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
3199 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3200 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3201 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3202 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3205 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
3206 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3207 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3208 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3209 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3210 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3211 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3212 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3213 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3214 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3216 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3217 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3218 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3219 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3220 si saranno verificati eventi.
3222 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3223 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3224 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3225 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3226 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3227 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3228 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
3229 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
3230 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
3233 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3234 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3235 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3236 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3237 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3238 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3239 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3240 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3241 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3242 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3243 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3244 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3246 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3247 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
3248 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3249 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3250 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3251 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3252 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3253 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3254 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3255 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3256 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3257 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3258 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3259 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3261 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3262 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3265 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
3267 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3270 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3274 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3275 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3276 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3277 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3278 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3279 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3280 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3281 tale evenienza non si verificherà mai.
3283 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3284 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3285 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3286 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3287 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3288 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3289 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3290 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3291 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3292 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3293 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3294 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3295 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3296 chiamata di \func{read}.
3298 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3299 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3300 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3301 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3302 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3303 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3304 raggruppati in un solo evento.
3308 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3309 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3312 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3313 \label{sec:file_asyncronous_io}
3315 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html
3317 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3318 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3319 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3320 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3321 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3322 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3323 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3325 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3326 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3327 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
3328 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
3329 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
3330 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
3331 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
3332 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3335 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3336 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3337 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3338 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3339 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3340 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3341 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3344 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3345 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3346 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3347 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3348 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3349 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3350 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3352 \begin{figure}[!htb]
3353 \footnotesize \centering
3354 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3355 \includestruct{listati/aiocb.h}
3358 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3360 \label{fig:file_aiocb}
3363 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3364 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3365 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3366 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3367 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3368 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3369 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3370 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3371 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3372 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3373 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3374 del blocco di dati da trasferire.
3376 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3377 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3378 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3379 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3380 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3381 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3382 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3383 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3384 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3385 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3386 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3388 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3389 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3390 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3391 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3392 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3394 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3395 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3396 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3397 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3401 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3402 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3404 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3405 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3408 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3409 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3411 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3412 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3413 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3414 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3415 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3420 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3421 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3422 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3423 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3424 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3425 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3426 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
3427 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
3429 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3430 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3431 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3432 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3433 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3434 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3435 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3436 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3437 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3439 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3440 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3441 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3442 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3443 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3444 errore; il suo prototipo è:
3445 \begin{prototype}{aio.h}
3446 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3448 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3451 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3452 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3456 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3457 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3458 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3459 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3460 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3461 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3462 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3463 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
3466 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3467 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3468 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3469 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3471 \begin{prototype}{aio.h}
3472 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3474 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3477 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3481 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3482 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3483 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3484 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3485 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3487 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3488 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
3489 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
3490 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
3491 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3494 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3495 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3496 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3497 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3499 \begin{prototype}{aio.h}
3500 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3502 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3504 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3505 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3506 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3509 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3510 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3511 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3512 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3513 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3514 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3515 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3516 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3518 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3519 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3520 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3521 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3522 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3524 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3525 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3526 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3527 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3529 \begin{prototype}{aio.h}
3530 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3532 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3535 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3536 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3537 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3541 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3542 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3543 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3544 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3545 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3546 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3547 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3548 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3549 \headfile{aio.h}) sono tre:
3550 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3551 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3552 cancellazione sono state già completate,
3554 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3557 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3558 corso e non sono state cancellate.
3561 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3562 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3563 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3564 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3565 del loro avvenuto completamento.
3567 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3568 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3569 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3570 specifica operazione; il suo prototipo è:
3571 \begin{prototype}{aio.h}
3572 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3575 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3576 operazioni specificate da \param{list}.
3578 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3579 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3582 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3584 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3585 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3590 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3591 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3592 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3593 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3594 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3595 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3596 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3597 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3598 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3600 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3601 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3602 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3603 \begin{prototype}{aio.h}
3604 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3607 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3608 secondo la modalità \param{mode}.
3610 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3611 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3613 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3615 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3616 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3617 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3618 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3619 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3624 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3625 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3626 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3627 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3628 che può prendere i valori:
3629 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3630 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3631 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3632 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3634 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3635 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3636 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3637 quelle non completate.
3639 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3640 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3641 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3642 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3643 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3644 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3645 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3648 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3649 \label{sec:file_advanced_io}
3651 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3652 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3653 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3654 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
3655 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
3656 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
3659 \subsection{File mappati in memoria}
3660 \label{sec:file_memory_map}
3662 \itindbeg{memory~mapping}
3663 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3664 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
3665 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3666 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3667 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3668 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3672 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3673 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3674 mappatura in memoria di un file.}
3675 \label{fig:file_mmap_layout}
3678 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3679 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3680 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3681 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3682 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3683 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3684 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3685 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3686 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3687 \textsl{memoria mappata su file}.
3689 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3690 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3691 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3692 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3693 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3694 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3697 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3698 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3699 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3700 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3701 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3702 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3705 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3706 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3707 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3708 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3709 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3711 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3712 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3713 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3718 \headdecl{sys/mman.h}
3720 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3723 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3725 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3726 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3727 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3729 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3730 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3731 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3732 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3733 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3734 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3735 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3736 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3737 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3738 dimensione delle pagine).
3739 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3740 \param{fd} è aperto in scrittura.
3741 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3742 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3743 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3744 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3745 numero di mappature possibili.
3746 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3748 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3749 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3750 l'opzione \texttt{noexec}.
3751 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3752 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3757 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3758 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3759 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3760 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3765 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3767 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3770 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3771 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3772 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3773 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3776 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3777 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3778 \label{tab:file_mmap_prot}
3781 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3782 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3783 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3784 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3785 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3786 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3787 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3788 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3789 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3790 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3791 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3792 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3794 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3795 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3796 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3797 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3798 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3799 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3804 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3806 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3809 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3810 da \param{start}, se questo non può essere usato
3811 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3812 valore di \param{start} deve essere allineato
3813 alle dimensioni di una pagina.\\
3814 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3815 riportati sul file e saranno immediatamente
3816 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3817 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3818 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3819 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3820 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3821 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3822 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3823 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3824 privata cui solo il processo chiamante ha
3825 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3826 il meccanismo del \textit{copy on
3827 write} \itindex{copy~on~write} e
3828 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3829 specificato se i cambiamenti sul file originale
3830 vengano riportati sulla regione
3831 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3832 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3833 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3834 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3835 scrittura sul file dovevano fallire con
3836 \errcode{ETXTBSY}).\\
3837 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3838 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3839 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3840 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3842 modifiche fatte alla regione mappata, in
3843 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3844 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3845 un \signal{SIGSEGV}.\\
3846 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3848 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3849 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3850 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3851 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3852 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3853 ignorati.\footnotemark\\
3854 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3855 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3856 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3857 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3858 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3859 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3860 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3861 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3862 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3863 necessarie alla mappatura.\\
3864 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3865 non causa I/O.\footnotemark\\
3866 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3867 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3871 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3872 \label{tab:file_mmap_flag}
3875 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3878 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3879 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3880 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3881 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3883 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3884 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3885 parleremo più avanti.}
3887 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3888 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3889 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3890 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3891 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3892 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
3893 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3896 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3897 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3898 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3899 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3900 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3901 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3902 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3903 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3905 \begin{figure}[!htb]
3907 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3908 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3909 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3910 \label{fig:file_mmap_boundary}
3913 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3914 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3915 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3916 bordo della pagina successiva.
3918 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3919 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
3920 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3921 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3922 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3925 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3926 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3927 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3928 quella della mappatura in memoria.
3930 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3931 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3932 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3933 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
3934 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3936 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3937 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3938 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3939 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3940 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3941 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3942 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3943 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3944 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3945 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3949 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3950 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3951 alla lunghezza richiesta.}
3952 \label{fig:file_mmap_exceed}
3955 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3956 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3957 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3958 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3959 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3960 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3961 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3962 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3965 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3966 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3967 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3968 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3969 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3970 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3971 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3972 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3973 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3975 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3976 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
3977 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3978 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
3979 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
3980 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
3981 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
3983 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3984 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3985 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3986 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
3987 del contenuto della memoria su cui è mappato.
3989 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
3990 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
3991 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
3992 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
3993 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
3994 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
3997 \headdecl{sys/mman.h}
3999 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4001 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4003 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4004 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4006 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4007 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4009 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4010 precedentemente mappata.
4015 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4016 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4017 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4018 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4019 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4020 del file aggiornato.
4026 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4028 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4031 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4032 quando questa è stata completata.\\
4033 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4034 non attendendo che questa sia finita.\\
4035 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4036 in memoria così da rendere necessaria una
4037 rilettura immediata delle stesse.\\
4040 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4041 \label{tab:file_mmap_msync}
4044 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4045 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4046 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4047 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4048 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4049 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4050 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4051 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4052 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4054 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4055 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4058 \headdecl{sys/mman.h}
4060 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4062 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4064 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4065 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4067 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4068 precedentemente mappata.
4073 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4074 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4075 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4076 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4077 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4078 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4079 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4080 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4081 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4083 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4084 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4085 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4086 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4087 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4089 % \headdecl{unistd.h}
4090 \headdecl{sys/mman.h}
4092 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4094 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4097 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4098 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4100 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4101 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4102 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4103 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4104 ha solo accesso in lettura.
4105 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4106 % necessarie all'interno del kernel.
4107 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4110 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4115 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4116 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4117 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4118 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4119 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4120 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4122 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4123 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4124 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4125 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4128 \headdecl{sys/mman.h}
4130 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4131 new\_size, unsigned long flags)}
4133 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4135 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4136 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4137 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4140 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4142 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4143 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4144 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4145 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4146 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4147 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4148 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4154 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4155 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4156 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4157 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4158 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4159 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4160 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4161 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4162 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4163 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4164 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4165 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4167 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4168 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4169 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4170 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4171 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4172 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4173 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4175 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4176 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4177 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4178 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4179 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4180 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4182 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4183 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4184 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4185 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4186 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4187 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4188 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4189 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4190 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4191 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4192 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4194 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4195 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4196 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4197 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4198 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4199 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4200 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4201 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4202 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4203 \textit{memory mapping}.
4205 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4206 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4207 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4208 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4209 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4210 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4211 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4212 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4214 \headdecl{sys/mman.h}
4216 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4217 ssize\_t pgoff, int flags)}
4219 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4221 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4222 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4224 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4225 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4226 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4231 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4232 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4233 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4234 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4235 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4236 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4239 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4240 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4241 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4242 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4243 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4244 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4245 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4246 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4248 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4249 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4250 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4251 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4252 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4253 \textit{memory mapping}.
4255 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4256 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4257 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4258 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4259 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4260 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4261 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4262 interessate dal \textit{memory mapping}.
4264 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4265 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4266 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4267 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4268 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4269 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4270 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4271 \const{MAP\_POPULATE}.
4273 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4274 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4275 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4276 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4277 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4278 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4279 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4281 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4282 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4283 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4284 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4285 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4286 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4288 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4289 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4290 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4291 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4292 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4293 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4295 \headdecl{sys/mman.h}
4297 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4299 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4301 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4302 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4304 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4305 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4306 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4307 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4308 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4309 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4310 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4311 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4312 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4313 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4316 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4320 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4321 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4322 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4323 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4324 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4325 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4326 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4327 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4328 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4329 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4330 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4331 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4336 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4338 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4341 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4342 di default usato quando non si è chiamato
4344 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4345 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4346 anticipata con il meccanismo del
4347 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4348 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4349 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4350 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4351 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4352 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4353 scartare immediatamente le pagine una volta che
4354 queste siano state lette.\\
4355 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4356 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4357 deve essere incentivata.\\
4358 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4359 futuro, pertanto le pagine possono essere
4360 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4361 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4362 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4363 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4365 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4366 relativo supporto sottostante; è supportato
4367 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4368 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4369 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4370 ereditato dal processo figlio dopo una
4371 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4372 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4373 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4374 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4375 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4376 causare problemi per l'hardware che esegue
4377 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4378 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4379 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4380 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4381 principalmente ad uso dei sistemi di
4382 virtualizzazione).\footnotemark\\
4385 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4386 \label{tab:madvise_advice_values}
4389 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4392 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4393 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4394 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4395 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4396 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4397 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4398 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4399 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4400 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4401 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4403 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4404 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4405 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4406 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4407 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4408 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4409 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4410 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4411 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4413 \itindend{memory~mapping}
4416 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4417 \label{sec:file_multiple_io}
4419 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4420 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4421 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4422 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4423 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4424 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4425 contare sulla atomicità delle operazioni.
4427 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove system call
4428 che permettessero di effettuare con una sola chiamata una serie di letture o
4429 scritture su una serie di buffer, con quello che viene normalmente chiamato
4430 \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono \funcd{readv} e
4431 \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese da BSD4.4, esse
4432 sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i relativi prototipi
4435 \headdecl{sys/uio.h}
4437 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4438 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4440 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4442 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4443 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4444 assumerà uno dei valori:
4446 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4447 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4448 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4449 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4450 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4451 non ci sono dati in lettura.
4452 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4454 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4455 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4456 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4457 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4460 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4461 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4462 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4463 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4464 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4466 \begin{figure}[!htb]
4467 \footnotesize \centering
4468 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4469 \includestruct{listati/iovec.h}
4472 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4474 \label{fig:file_iovec}
4477 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4478 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4479 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4480 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4481 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4482 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4483 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4484 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4485 specificati nel vettore \param{vector}.
4487 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4488 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4489 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4490 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4491 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4492 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4493 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4494 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
4496 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4497 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
4498 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
4499 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
4500 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4501 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4502 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4504 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4505 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4506 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4507 cap.~\ref{cha:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4508 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4509 corrispondenti a quanto aspettato.
4511 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4512 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4513 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4514 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4515 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4516 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4517 \funcd{preadv} e \func{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4518 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4519 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4520 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4521 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4522 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4523 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4525 \headdecl{sys/uio.h}
4527 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4529 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4532 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4535 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4536 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4537 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4538 per \var{errno} anche i valori:
4540 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4541 usato come \type{off\_t}.
4542 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4547 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4548 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4549 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4550 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4551 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4552 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4554 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4555 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4556 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4557 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4558 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4559 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4563 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4565 \label{sec:file_sendfile_splice}
4567 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4568 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4569 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4570 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4572 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4573 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4574 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4575 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4576 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4577 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4578 questo tipo di situazioni.
4580 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4581 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4582 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4583 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4584 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4585 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4586 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4587 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4588 di \funcd{sendfile} è:
4590 \headdecl{sys/sendfile.h}
4592 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4595 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4597 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4598 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4601 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4602 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4603 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4604 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4606 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4607 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4610 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4614 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4615 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4616 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4617 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4618 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4621 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4622 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4623 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4624 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4625 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4626 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4627 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4628 letti da \param{in\_fd}.
4630 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4631 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4632 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4633 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4634 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4635 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4636 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4637 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4638 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4639 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4640 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4641 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4642 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4643 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4644 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4646 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4647 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4648 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4649 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4650 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4651 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4652 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4653 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4654 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4655 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4656 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4657 in \url{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 \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4697 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4698 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4699 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4700 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4701 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4702 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4703 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4704 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4705 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4706 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
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 \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di memoria
5093 interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti
5094 nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti
5095 puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con
5096 \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i
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 \type{size\_t} a \type{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 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"