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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i
42 socket\index{socket} ed alcuni file di
43 dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni di
44 lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni di
45 lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul descrittore
46 su cui si sta operando.
48 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
49 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
50 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
51 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
52 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
53 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
54 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere
55 un altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
56 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
57 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
58 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
59 potrebbe addirittura arrivare ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.
61 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
62 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
63 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
64 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
65 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
66 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
67 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
68 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
69 Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}\itindex{polling}, è
70 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
71 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
74 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
75 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
76 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
77 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
78 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
79 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
81 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
82 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
83 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
84 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
85 ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
88 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
89 \label{sec:file_select}
91 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
92 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
93 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
94 supportano i \textit{socket}\index{socket}, compreso le varianti di System
95 V.} con la funzione \funcd{select}, il cui prototipo è:
98 \headdecl{sys/types.h}
100 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
101 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
106 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
107 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
108 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
113 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
114 un valore non valido per \param{timeout}.
116 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
120 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
121 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
122 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
123 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
126 \itindbeg{file~descriptor~set}
128 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
129 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
130 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
131 file descriptor, in maniera analoga a come un
132 \itindex{signal~set}\textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset})
133 identifica un insieme di segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file
134 descriptor set} si possono usare delle opportune macro di preprocessore:
136 \headdecl{sys/time.h}
137 \headdecl{sys/types.h}
139 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
140 Inizializza l'insieme (vuoto).
142 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
143 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
145 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
146 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
148 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
149 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
152 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
153 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
154 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
155 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
156 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
157 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
158 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
159 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
160 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
161 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
162 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
164 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
165 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
166 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
167 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
168 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
169 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
170 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
171 messaggi urgenti su un \textit{socket}\index{socket}, vedi
172 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
174 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
175 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
176 specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
177 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
178 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
179 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
180 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
181 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
182 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
183 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
184 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
185 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
186 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
187 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
188 corrente dei file descriptor.
189 \itindend{file~descriptor~set}
191 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
192 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
193 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
194 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
195 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
196 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
197 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
198 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
199 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
202 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
203 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
204 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
205 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
206 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
207 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
208 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
209 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
210 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
211 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
212 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
214 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
215 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
216 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
217 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
218 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
219 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
220 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
222 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
223 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
224 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
225 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
226 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
227 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
229 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
230 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
231 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
232 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
233 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
234 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
235 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
236 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
237 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
238 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
239 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
240 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
241 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
242 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
243 \begin{prototype}{sys/select.h}
244 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
245 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
247 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
250 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
251 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
252 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
254 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
256 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
257 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
258 un valore non valido per \param{timeout}.
260 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
263 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
264 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
265 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
266 caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
267 che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
268 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
269 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
272 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
273 \textit{race condition}\itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
274 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
275 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
276 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
277 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
278 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
279 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
280 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
281 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
283 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
284 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
285 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
286 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
287 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
288 \includecodesnip{listati/select_race.c} qui però emerge una \textit{race
289 condition},\itindex{race~condition} perché se il segnale arriva prima della
290 chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione del
291 segnale non sarà rilevata.
293 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
294 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
295 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però non è
296 presente la relativa system call, e la funzione è implementata nelle
297 \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man select\_tut}) per cui
298 la possibilità di \itindex{race~condition}\textit{race condition} permane;
299 esiste però una soluzione, chiamata \itindex{self-pipe trick}
300 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
301 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
302 stessa, e indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura
303 all'interno del manipolatore; in questo modo anche se il segnale va perso
304 prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
305 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
306 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
307 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
308 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
309 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
310 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
314 \subsection{La funzione \func{poll}}
315 \label{sec:file_poll}
317 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
318 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
319 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
320 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
321 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
323 \begin{prototype}{sys/poll.h}
324 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
326 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
329 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
330 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
331 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
333 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
335 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
336 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
337 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
339 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
342 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
343 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
344 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
345 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
346 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
347 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
348 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
349 \textsl{non-bloccante}).
352 \footnotesize \centering
353 \begin{minipage}[c]{15cm}
354 \includestruct{listati/pollfd.h}
357 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
358 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
359 \label{fig:file_pollfd}
362 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
363 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
364 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
365 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
366 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
367 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
368 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
369 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
370 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
371 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
372 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
373 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
375 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
376 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
377 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
378 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
379 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
380 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
381 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
386 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
388 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
391 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
392 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
393 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
394 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
396 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
397 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
398 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
400 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
401 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
402 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
404 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
407 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
408 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
409 \label{tab:file_pollfd_flags}
412 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
413 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
414 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
415 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
416 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
417 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
418 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
419 distinzione ha senso solo per i dati \textit{out-of-band} dei socket (vedi
420 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
421 alle varie condizioni dei socket torneremo in sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll},
422 dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo. Si tenga conto comunque che le
423 costanti relative ai diversi tipi di dati (come \const{POLLRDNORM} e
424 \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la
425 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in
426 testa al file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
429 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
430 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
431 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
432 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
433 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
434 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
438 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
439 %\label{sec:file_epoll}
444 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
445 \label{sec:file_asyncronous_access}
447 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
448 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
449 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
450 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
451 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
452 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
453 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
454 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
455 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
456 operazioni di I/O volute.
459 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
460 \label{sec:file_asyncronous_operation}
462 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
463 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
464 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
465 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
466 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
467 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
468 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
470 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
471 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
472 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
473 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
474 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
477 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
478 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
479 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
480 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
481 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
482 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
483 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
484 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
485 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
486 \textit{signal driven I/O}.
488 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
489 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
490 hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
491 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
492 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
493 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
494 percentuale) sono diventati attivi.
496 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
497 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
498 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
499 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
500 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
501 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
502 verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
503 POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono accodati e che permettono di
504 riconoscere il file descriptor che li ha emessi. In questo caso infatti si può
505 fare ricorso alle informazioni aggiuntive restituite attraverso la struttura
506 \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa \var{sa\_sigaction} del
507 gestore installata con il flag \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto
508 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
510 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
511 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
512 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
513 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
514 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
515 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
516 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
517 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
518 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
519 descriptor che ha generato il segnale.
521 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
522 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
523 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
524 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
525 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
526 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
527 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
528 la coda. Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non
529 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
530 invierà al suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti
531 i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i
532 file diventati attivi.
534 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
537 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
538 \label{sec:file_asyncronous_lease}
540 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
541 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
542 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
543 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
544 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
545 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
546 non prevede alcun meccanismo per cui un processo possa essere
547 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
548 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
549 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
550 \const{SIGHUP} che, per convenzione adottata dalla gran parte di detti
551 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
552 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
555 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
556 generale comporterebbe un notevole aumento di complessità dell'architettura
557 della gestione dei file, per fornire una funzionalità necessaria soltanto in
558 casi particolari. Dato che all'origine di Unix i soli programmi che potevano
559 avere una tale esigenza erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base
560 della progettazione, che era di far fare al kernel solo le operazioni
561 strettamente necessarie e lasciare tutto il resto a processi in user space,
562 non era stata prevista nessuna funzionalità di notifica.
564 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
565 tipo (molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad interfaccia
566 grafica) sono state successivamente introdotte delle estensioni che
567 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
568 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
569 \itindex{polling}\textit{polling}.
571 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
572 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
573 supportano meccanismi simili). Esse sono realizzate, e solo a partire dalla
574 versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni \textsl{comandi}
575 aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che
576 divengono disponibili soltanto se si è definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}
577 prima di includere \file{fcntl.h}.
581 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
582 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
583 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
584 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
585 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
588 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
589 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
590 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
591 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
592 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
593 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
594 real-time.} e si è installato il manipolatore del segnale con
595 \const{SA\_SIGINFO} si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura
596 \struct{siginfo\_t} il valore del file descriptor del file sul quale è stato
597 compiuto l'accesso; in questo modo un processo può mantenere anche più di un
600 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
601 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
602 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
603 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
604 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
605 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
607 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
608 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
609 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
610 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
611 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
612 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
613 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
618 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
620 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
623 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
624 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
625 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
628 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
629 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
630 \const{F\_GETLEASE}.}
631 \label{tab:file_lease_fctnl}
634 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
635 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
636 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
637 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
638 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
639 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
641 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
642 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
643 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
644 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
645 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
646 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
647 \const{CAP\_LEASE}) può acquisire \textit{lease} su qualunque file.
649 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
650 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
651 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
652 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
653 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
654 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
655 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
656 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
657 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
658 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
659 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
660 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
661 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
662 operazioni di lettura e scrittura.
664 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
665 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
666 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
667 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
668 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
669 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
670 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
671 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
672 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
673 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
676 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
677 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
678 \file{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
679 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
680 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
681 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
682 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
683 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
684 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
687 \index{file!notify|(}
689 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
690 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
691 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file viene
692 modificato, che è quanto necessario ad esempio ai programma di gestione dei
693 file dei vari desktop grafici.
695 Per risolvere questo problema è stata allora creata un'altra interfaccia che
696 consente di richiedere una notifica quando una directory, o di uno qualunque
697 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
698 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma questo
699 può essere modificato e si può ottenere nel manipolatore il file descriptor
700 che è stato modificato dal contenuto della struttura \struct{siginfo\_t}.
704 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
705 certa directory eseguendo \func{fcntl} su un file descriptor \param{fd}
706 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
707 l'argomento \param{arg} serve ad indicare per quali classi eventi si vuole
708 ricevere la notifica, e prende come valore una maschera binaria composta
709 dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
710 tab.~\ref{tab:file_notify}.
715 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
717 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
720 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
721 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
722 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
723 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
724 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
725 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
726 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
727 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
728 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
730 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
731 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
732 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
733 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
734 directory (con \func{rename}).\\
735 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
736 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
738 \const{DN\_MULTISHOT}& richiede una notifica permanente di tutti gli
742 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
743 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
744 \label{tab:file_notify}
747 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando
748 \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una sola
749 volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
750 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta se
751 desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
752 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
753 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
754 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
755 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
756 specificare un valore nullo.
758 \index{file!notify|)}
768 % TODO inserire anche inotify
772 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
773 \label{sec:file_asyncronous_io}
775 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
776 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
777 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
778 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
779 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
780 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
781 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
783 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
784 varie occasioni (in particolar modo con i socket\index{socket} e gli altri
785 file per i quali le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente}system call
786 lente), essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file
787 descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle
788 medesime. Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O
789 asincrono vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la
790 lettura e la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle
793 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
794 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
795 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
796 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
797 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
798 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
799 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
801 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
802 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
803 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
804 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
805 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
806 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
807 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
810 \footnotesize \centering
811 \begin{minipage}[c]{15cm}
812 \includestruct{listati/aiocb.h}
815 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
817 \label{fig:file_aiocb}
820 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
821 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
822 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
823 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
824 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
825 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
826 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
827 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
828 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
829 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
830 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
831 del blocco di dati da trasferire.
833 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
834 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
835 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
836 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
837 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
838 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
839 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
840 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
841 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
842 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
843 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
846 \footnotesize \centering
847 \begin{minipage}[c]{15cm}
848 \includestruct{listati/sigevent.h}
851 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
852 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
853 \label{fig:file_sigevent}
856 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
857 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
858 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
859 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
860 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
861 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
862 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
863 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
864 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
865 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
866 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
867 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
869 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
870 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
871 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
872 \var{sigev\_notify\_attribute}.
875 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
876 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
877 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
878 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
882 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
883 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
885 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
886 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
889 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
890 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
892 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
893 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
894 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
895 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
896 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
901 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
902 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
903 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
904 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
905 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
906 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
907 sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
908 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
910 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
911 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
912 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
913 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
914 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
915 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
916 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
917 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
920 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
921 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
922 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
923 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
924 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
925 errore; il suo prototipo è:
926 \begin{prototype}{aio.h}
927 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
929 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
932 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
933 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
937 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
938 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
939 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
940 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
941 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
942 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
943 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
944 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
947 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
948 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
949 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
950 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
952 \begin{prototype}{aio.h}
953 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
955 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
958 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
962 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
963 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
964 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
965 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
966 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
968 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
969 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
970 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
971 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
972 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
975 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
976 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
977 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
978 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
980 \begin{prototype}{aio.h}
981 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
983 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
985 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
986 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
987 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
990 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
991 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
992 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
993 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
994 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
995 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
996 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
997 sez.~\ref{sec:file_sync}).
999 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1000 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1001 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1002 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1003 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1005 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1006 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1007 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1008 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1010 \begin{prototype}{aio.h}
1011 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1013 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1016 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1017 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1018 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1022 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1023 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1024 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1025 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1026 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1027 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1028 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
1030 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
1031 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
1032 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1033 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1034 cancellazione sono state già completate,
1036 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
1039 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
1040 corso e non sono state cancellate.
1043 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
1044 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
1045 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
1046 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
1047 del loro avvenuto completamento.
1049 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
1050 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
1051 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
1052 specifica operazione; il suo prototipo è:
1053 \begin{prototype}{aio.h}
1054 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
1057 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
1058 operazioni specificate da \param{list}.
1060 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
1061 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1064 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1066 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1067 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1072 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
1073 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
1074 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
1075 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
1076 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
1077 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
1078 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
1079 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
1080 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
1082 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
1083 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
1084 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
1085 \begin{prototype}{aio.h}
1086 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
1089 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
1090 secondo la modalità \param{mode}.
1092 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1093 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1095 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1097 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
1098 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
1099 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
1100 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1101 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1106 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
1107 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
1108 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
1109 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
1110 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
1111 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1112 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
1113 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
1114 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
1116 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
1117 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
1118 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
1121 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
1122 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
1123 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
1124 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
1125 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
1126 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
1127 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
1131 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
1132 \label{sec:file_advanced_io}
1134 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
1135 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
1136 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
1137 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
1138 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
1139 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria}.
1142 \subsection{I/O vettorizzato}
1143 \label{sec:file_multiple_io}
1145 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
1146 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
1147 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
1148 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
1149 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
1150 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
1153 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
1154 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
1155 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
1156 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
1157 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
1158 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
1159 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
1162 \headdecl{sys/uio.h}
1164 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
1165 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
1168 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
1169 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
1170 specificati da \param{vector}.
1172 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
1173 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1174 assumerà uno dei valori:
1176 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
1177 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
1178 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
1179 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
1180 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
1181 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
1182 non ci sono dati in lettura.
1183 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1185 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
1186 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
1187 \var{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
1188 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
1191 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
1192 fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
1193 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
1194 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
1196 \begin{figure}[!htb]
1197 \footnotesize \centering
1198 \begin{minipage}[c]{15cm}
1199 \includestruct{listati/iovec.h}
1202 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
1204 \label{fig:file_iovec}
1207 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
1208 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
1209 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
1210 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
1211 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
1212 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
1215 \subsection{File mappati in memoria}
1216 \label{sec:file_memory_map}
1218 \itindbeg{memory~mapping}
1219 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
1220 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
1221 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
1222 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
1223 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
1224 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
1226 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
1227 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
1228 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
1229 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
1230 del file attraverso il sistema della memoria virtuale\index{memoria~virtuale}
1231 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
1232 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
1233 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
1234 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
1235 \textsl{memoria mappata su file}.
1239 \includegraphics[width=14cm]{img/mmap_layout}
1240 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1241 mappatura in memoria di un file.}
1242 \label{fig:file_mmap_layout}
1245 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1246 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1247 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1248 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1249 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1250 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1253 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
1254 virtuale,\index{memoria~virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
1255 opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
1256 per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1257 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1258 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1261 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1262 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1263 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1264 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1265 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1267 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1268 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1269 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1274 \headdecl{sys/mman.h}
1276 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1279 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1281 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1282 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1283 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1285 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1286 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1287 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1288 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1289 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1290 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1291 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1292 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1293 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1294 dimensione delle pagine).
1295 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1296 \param{fd} è aperto in scrittura.
1297 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1298 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1299 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1300 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1301 numero di mappature possibili.
1302 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1304 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1305 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1306 l'opzione \texttt{noexec}.
1307 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1308 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1313 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1314 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1315 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1316 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1322 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1324 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1327 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1328 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1329 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1330 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1333 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1334 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1335 \label{tab:file_mmap_prot}
1339 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1340 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1341 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1342 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table}\textit{page
1343 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1344 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1345 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1346 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1347 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1348 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1349 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1351 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1352 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1353 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1354 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1355 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1356 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1361 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1363 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1366 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1367 da \param{start}, se questo non può essere usato
1368 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1369 valore di \param{start} deve essere allineato
1370 alle dimensioni di una pagina. \\
1371 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1372 riportati sul file e saranno immediatamente
1373 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1374 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1375 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1376 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1377 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1378 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1379 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1380 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1381 privata cui solo il processo chiamante ha
1382 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1383 il meccanismo del \textit{copy on
1384 write}\itindex{copy~on~write} e
1385 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1386 specificato se i cambiamenti sul file originale
1387 vengano riportati sulla regione
1388 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1389 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1390 \textit{DoS}\itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
1391 (veniva usato per segnalare che tentativi di
1392 scrittura sul file dovevano fallire con
1393 \errcode{ETXTBSY}).\\
1394 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1395 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1396 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1397 \textit{copy on write}\itindex{copy~on~write}
1399 modifiche fatte alla regione mappata, in
1400 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1401 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1402 un \const{SIGSEGV}. \\
1403 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1405 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli stack. Indica
1406 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1407 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1408 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1409 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1410 ignorati.\footnotemark\\
1411 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1412 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1413 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1414 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1415 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1416 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1417 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1418 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1419 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1420 necessarie alla mappatura. \\
1421 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1422 non causa I/O.\footnotemark \\
1423 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1424 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1428 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1429 \label{tab:file_mmap_flag}
1433 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1434 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1435 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della memoria
1436 virtuale.\index{memoria~virtuale} Questo comporta allora una serie di
1437 conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
1438 sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
1439 (\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
1440 consentono questo tipo di accesso.
1442 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1443 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1444 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1445 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1446 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1447 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1448 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1449 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
1451 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1453 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1454 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1456 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
1457 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
1458 parleremo più avanti.}
1460 \begin{figure}[!htb]
1462 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
1463 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1464 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1465 \label{fig:file_mmap_boundary}
1469 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
1470 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
1471 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
1472 bordo della pagina successiva.
1474 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1475 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1476 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1477 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1478 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1481 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1482 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1483 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1484 quella della mappatura in memoria.
1486 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1487 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1488 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1489 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1490 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1492 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1493 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1494 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1495 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1496 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1497 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1498 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1499 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1500 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1501 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1505 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
1506 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1507 alla lunghezza richiesta.}
1508 \label{fig:file_mmap_exceed}
1511 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1512 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1513 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1514 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1515 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1516 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1517 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1518 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1521 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1522 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1523 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1524 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1525 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1526 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1527 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1528 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1529 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1531 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1532 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1533 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1534 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1535 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1536 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1537 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1539 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1540 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1541 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1542 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1543 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1545 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1546 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1547 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1548 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1549 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1550 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1553 \headdecl{sys/mman.h}
1555 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1557 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1559 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1560 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1562 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
1563 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
1565 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1566 precedentemente mappata.
1571 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1572 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1573 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1574 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1575 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1576 del file aggiornato.
1581 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1583 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1586 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1587 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1588 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1592 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1593 \label{tab:file_mmap_rsync}
1596 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1597 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1598 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1599 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1600 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1601 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1602 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1603 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1604 aggiornate ai nuovi valori.
1606 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1607 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1610 \headdecl{sys/mman.h}
1612 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1614 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1616 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1617 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1619 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1620 precedentemente mappata.
1625 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
1626 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
1627 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1628 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
1629 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1630 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
1631 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
1632 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
1633 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
1635 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
1636 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
1637 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
1638 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
1639 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
1641 % \headdecl{unistd.h}
1642 \headdecl{sys/mman.h}
1644 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
1646 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
1649 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1650 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1652 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
1653 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
1654 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
1655 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
1656 ha solo accesso in lettura.
1657 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
1658 % necessarie all'interno del kernel.
1659 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
1662 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
1667 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
1668 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
1669 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
1670 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
1671 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
1672 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
1675 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
1676 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
1677 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
1678 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
1681 \headdecl{sys/mman.h}
1683 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
1684 new\_size, unsigned long flags)}
1686 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
1688 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
1689 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
1690 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1693 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
1695 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
1696 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
1697 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
1698 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
1699 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
1700 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
1701 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
1707 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
1708 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
1709 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
1710 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
1711 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
1712 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
1713 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
1714 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
1715 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
1716 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
1717 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
1718 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
1720 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
1721 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
1722 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
1723 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
1724 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
1725 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
1726 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
1728 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
1729 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
1730 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
1731 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
1732 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
1733 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
1735 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
1736 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
1737 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
1738 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
1739 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
1740 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
1741 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
1742 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
1743 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
1744 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
1745 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
1747 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
1748 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
1749 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
1750 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
1751 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
1752 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
1753 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
1754 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
1755 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
1756 \textit{memory mapping}.
1758 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
1759 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
1760 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
1761 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
1762 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
1763 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
1764 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
1765 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
1767 \headdecl{sys/mman.h}
1769 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
1770 ssize\_t pgoff, int flags)}
1772 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
1774 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1775 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1777 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
1778 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
1779 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
1784 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
1785 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
1786 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
1787 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
1788 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
1789 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
1792 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
1793 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
1794 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
1795 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
1796 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
1797 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
1798 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
1799 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
1801 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
1802 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
1803 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
1804 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
1805 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
1806 \textit{memory mapping}.
1808 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
1809 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
1810 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
1811 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
1812 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
1813 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
1814 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
1815 interessate dal \textit{memory mapping}.
1817 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
1818 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
1819 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
1820 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
1821 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
1822 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
1823 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
1824 \const{MAP\_POPULATE}.
1826 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
1827 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
1828 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
1829 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
1830 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
1831 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
1832 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
1834 \itindend{memory~mapping}
1838 %\subsection{I \textit{raw} device}
1839 %\label{sec:file_raw_device}
1844 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
1845 %\label{sec:file_io_port}
1847 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
1848 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
1851 \section{Il file locking}
1852 \label{sec:file_locking}
1854 \index{file!locking|(}
1855 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1856 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1857 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1858 in \textit{append mode}, quando più processi scrivono contemporaneamente sullo
1859 stesso file non è possibile determinare la sequenza in cui essi opereranno.
1861 Questo causa la possibilità di una \textit{race condition}
1862 \itindex{race~condition}; in generale le situazioni più comuni sono due:
1863 l'interazione fra un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi
1864 ultimi possono leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o
1865 incompleta; o quella in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera
1866 imprevedibile il loro output sul file.
1868 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1869 evitare le \textit{race condition}\itindex{race~condition}, attraverso una
1870 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
1871 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
1872 delle operazioni di scrittura.
1876 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1877 \label{sec:file_record_locking}
1879 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1880 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1881 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1882 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1883 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
1884 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1885 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1886 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1887 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1888 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1889 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1890 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1891 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1892 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
1893 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
1894 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
1895 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
1896 utilizzando le relative funzioni.
1898 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1899 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1900 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1901 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1902 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1903 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1904 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1905 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
1906 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
1907 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
1908 proteggere il loro accesso in lettura.
1910 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1911 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1912 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1913 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1914 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1915 proteggere il suo accesso in scrittura.
1920 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1922 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1924 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1927 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1928 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1931 \caption{Tipologie di file locking.}
1932 \label{tab:file_file_lock}
1935 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1936 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1937 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1938 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1939 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1940 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1942 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1943 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1944 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1945 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1946 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1947 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1948 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1949 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
1950 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
1951 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
1952 menzionate, nel successo della richiesta.
1954 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
1955 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
1956 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
1957 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
1958 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
1962 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1963 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1964 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1967 \subsection{La funzione \func{flock}}
1968 \label{sec:file_flock}
1970 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1971 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1972 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1973 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1975 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1977 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1978 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1980 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1981 specificato \const{LOCK\_NB}.
1986 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
1987 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
1988 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
1989 essere passato utilizzando le costanti riportate in
1990 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
1995 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1997 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2000 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
2001 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
2002 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
2003 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
2004 richiesta di un \textit{file lock}.\\
2007 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
2008 \label{tab:file_flock_operation}
2011 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
2012 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
2013 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
2014 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
2015 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
2016 usare \const{LOCK\_UN}.
2018 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
2019 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
2020 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
2021 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
2022 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
2024 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
2025 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
2026 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
2027 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
2028 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
2029 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
2030 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
2031 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
2032 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
2033 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
2034 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
2035 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
2036 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
2037 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
2038 diversi che aprono lo stesso file.
2042 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
2043 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2044 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
2045 \label{fig:file_flock_struct}
2048 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
2049 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
2050 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
2051 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
2052 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
2053 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
2054 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
2055 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
2056 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
2057 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
2058 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
2060 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
2061 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
2062 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
2063 nel lock. Allora se ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
2064 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
2065 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
2066 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
2067 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
2069 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
2070 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
2071 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
2072 non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
2073 attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
2074 si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
2075 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
2076 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
2077 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
2078 \func{fork}, anche su processi diversi.
2080 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
2081 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
2082 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
2083 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
2084 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
2085 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
2086 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
2087 sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
2088 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
2090 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
2091 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
2092 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
2093 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
2094 server supportino questa funzionalità.
2097 \subsection{Il file locking POSIX}
2098 \label{sec:file_posix_lock}
2100 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
2101 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
2102 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
2103 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
2104 essa viene usata solo secondo il prototipo:
2105 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
2107 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2109 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2110 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2112 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
2113 \textit{file lock} da parte di altri processi.
2114 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2115 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
2116 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
2117 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
2118 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
2119 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
2120 \textit{deadlock}\itindex{deadlock}. Non è garantito che il sistema
2121 riconosca sempre questa situazione.
2122 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
2123 di poter acquisire un lock.
2125 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
2129 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
2130 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
2131 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
2132 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
2133 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
2134 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
2135 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
2136 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
2137 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
2140 \begin{figure}[!bht]
2141 \footnotesize \centering
2142 \begin{minipage}[c]{15cm}
2143 \includestruct{listati/flock.h}
2146 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
2148 \label{fig:struct_flock}
2152 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
2153 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
2154 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
2155 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
2156 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
2157 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
2158 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
2159 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
2161 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
2162 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
2163 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
2164 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
2165 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
2166 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
2167 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
2172 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2174 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2177 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
2178 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
2179 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
2182 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
2183 \label{tab:file_flock_type}
2186 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
2187 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
2188 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
2189 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
2190 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
2191 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
2192 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
2194 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
2195 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
2196 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
2197 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
2198 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2199 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
2200 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
2201 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
2202 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
2203 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
2204 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
2205 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
2206 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
2207 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
2208 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
2210 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
2211 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
2212 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
2213 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
2214 con un errore di \errcode{EINTR}.
2217 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
2218 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
2219 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
2220 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
2221 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
2222 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
2223 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
2224 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
2225 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
2226 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
2228 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
2229 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
2230 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
2231 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
2232 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
2233 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
2234 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
2235 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
2236 stato effettivamente acquisito.
2239 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
2240 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.}
2241 \label{fig:file_flock_dead}
2244 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
2245 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
2246 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
2247 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
2248 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
2249 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
2250 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
2251 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
2252 porta ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}, dato che a quel punto anche
2253 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
2254 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
2255 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
2256 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
2258 \begin{figure}[!bht]
2259 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
2260 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2261 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
2262 \label{fig:file_posix_lock}
2266 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
2267 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
2268 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
2269 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
2270 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
2271 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
2272 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
2273 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
2274 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
2275 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
2276 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
2277 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
2278 usato.} il lock è sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in
2279 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2280 voce nella file table, ma con il valore del \acr{pid} del processo.
2282 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2283 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
2284 \itindex{linked~list}\textit{linked list} delle strutture
2285 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
2286 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
2287 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
2288 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di lock, in caso
2289 negativo il nuovo lock viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
2291 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2292 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2293 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2294 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2295 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2296 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2297 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2298 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2299 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2301 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2302 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2303 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2304 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2305 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2306 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2307 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2308 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2309 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2311 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2312 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
2313 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2314 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2315 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2316 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2317 avranno sempre successo.
2319 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2320 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2321 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2322 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2323 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2324 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2325 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2326 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2327 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2328 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2329 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2330 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2331 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2332 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2333 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2334 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2335 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2336 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2338 \begin{figure}[!htb]
2339 \footnotesize \centering
2340 \begin{minipage}[c]{15cm}
2341 \includecodesample{listati/Flock.c}
2344 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2345 \label{fig:file_flock_code}
2348 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2349 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2350 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2351 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2352 allegato nella directory dei sorgenti).
2354 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2355 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2356 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2357 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2358 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2359 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2360 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2361 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2362 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2363 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2364 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2365 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2367 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2368 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2369 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2370 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2371 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2372 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2373 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2374 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2377 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2378 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2379 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2380 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2381 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2382 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2383 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2384 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2385 esegue (\texttt{\small 41}).
2387 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2388 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2389 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2390 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2391 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2392 lock vengono rilasciati.
2394 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2395 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2396 all'interno di un terminale il seguente comando:
2399 \begin{minipage}[c]{12cm}
2401 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2404 \end{minipage}\vspace{1mm}
2406 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2407 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2408 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2409 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2410 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
2411 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
2414 \begin{minipage}[c]{12cm}
2416 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
2417 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2419 \end{minipage}\vspace{1mm}
2421 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
2422 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
2423 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
2424 file con il comando:
2427 \begin{minipage}[c]{12cm}
2429 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2430 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2432 \end{minipage}\vspace{1mm}
2434 se invece blocchiamo una regione con:
2437 \begin{minipage}[c]{12cm}
2439 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
2442 \end{minipage}\vspace{1mm}
2444 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
2445 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
2446 sovrappongono avremo che:
2449 \begin{minipage}[c]{12cm}
2451 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
2452 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2454 \end{minipage}\vspace{1mm}
2456 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
2460 \begin{minipage}[c]{12cm}
2462 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
2465 \end{minipage}\vspace{1mm}
2467 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
2468 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
2471 \begin{minipage}[c]{12cm}
2473 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
2474 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2476 \end{minipage}\vspace{1mm}
2478 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2480 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2481 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2482 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2486 \begin{minipage}[c]{12cm}
2488 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2490 \end{minipage}\vspace{1mm}
2492 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2493 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2497 \begin{minipage}[c]{12cm}
2499 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2501 \end{minipage}\vspace{1mm}
2503 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2504 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2505 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2506 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2509 \begin{minipage}[c]{12cm}
2511 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2514 \end{minipage}\vspace{3mm}
2517 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2518 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2519 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2520 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2523 \begin{minipage}[c]{12cm}
2525 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2528 \end{minipage}\vspace{1mm}
2530 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2531 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2532 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2533 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2537 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2538 \label{sec:file_lockf}
2540 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2541 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2542 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2543 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2544 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2545 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2547 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2549 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2550 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2552 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2553 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2554 file è mappato in memoria.
2555 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2556 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2558 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2562 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2563 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2564 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2569 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2571 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2574 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2575 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2576 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2577 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2578 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2579 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2580 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2581 con un OR aritmetico dei valori.\\
2584 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2585 \label{tab:file_lockf_type}
2588 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2589 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2590 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2591 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2592 affatto equivalente a \func{flock}).
2596 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2597 \label{sec:file_mand_locking}
2599 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2600 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2601 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2602 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2603 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2604 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2606 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2607 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
2608 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma
2609 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
2610 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
2611 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
2612 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
2613 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
2614 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
2615 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2616 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2617 sez.~\ref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato
2618 (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale
2619 quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2621 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2622 neanche root può passare sopra ad un lock; pertanto un processo che blocchi un
2623 file cruciale può renderlo completamente inaccessibile, rendendo completamente
2624 inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si potrebbe risolvere
2625 rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è detto che sia così
2626 facile fare questa operazione con un sistema bloccato.} inoltre con il
2627 \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un server NFS
2628 richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per questo motivo
2629 l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e deve essere
2630 attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio (specificando
2631 l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
2632 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
2635 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2636 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2637 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2638 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2640 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2641 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2642 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2643 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2644 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2647 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2648 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2649 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2650 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2652 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2653 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2654 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2655 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2658 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2659 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2660 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2661 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2662 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2663 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2664 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2665 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2666 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2668 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2669 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2670 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2671 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2672 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2673 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2674 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2675 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2676 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2677 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2678 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2679 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2680 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2681 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2682 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2683 possibilità di modificare il file.
2684 \index{file!locking|)}
2689 %%% Local Variables:
2691 %%% TeX-master: "gapil"