Altra roba, res_query.
[gapil.git] / fileadv.tex
1 %% fileadv.tex
2 %%
3 %% Copyright (C) 2000-2004 Simone Piccardi.  Permission is granted to
4 %% copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free
5 %% Documentation License, Version 1.1 or any later version published by the
6 %% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Prefazione",
7 %% with no Front-Cover Texts, and with no Back-Cover Texts.  A copy of the
8 %% license is included in the section entitled "GNU Free Documentation
9 %% License".
10 %%
11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
13
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}.
20
21
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
24
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 \capref{cha:file_unix_interface} e \capref{cha:files_std_interface} è che si
28 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
32 I/O.
33
34
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
37
38 Abbiamo visto in \secref{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 dispositivo\index{file!di
43     dispositivo}; sui file normali le funzioni di lettura e scrittura
44   ritornano sempre subito.}  Ad esempio le operazioni di lettura possono
45 bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul descrittore su cui si sta
46 operando.
47
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}\index{deadlock}.
60
61 Abbiamo già accennato in \secref{sec:file_open} che è possibile prevenire
62 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in quella
63 che viene chiamata \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
64 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
65 di input/output eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano
66 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}.
67
68 L'utilizzo di questa modalità di I/O permette di risolvere il problema
69 controllando a turno i vari file descriptor, in un ciclo in cui si ripete
70 l'accesso fintanto che esso non viene garantito.  Ovviamente questa tecnica,
71 detta \textit{polling}\index{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene
72 costantemente impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle system
73 call che nella gran parte dei casi falliranno. 
74
75 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
76   multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
77 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
78 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
79 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
80 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
81
82 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
83 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
84 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
85 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
86 ulteriori dettagli e qualche esempio in \secref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
87
88
89 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
90 \label{sec:file_select}
91
92 Il primo ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O multiplexing} è stato
93 BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in BSD4.2 e standardizzata
94   in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che supportano i
95   \textit{socket}\index{socket}, compreso le varianti di System V.}  con la
96 funzione \funcd{select}, il cui prototipo è:
97 \begin{functions}
98   \headdecl{sys/time.h}
99   \headdecl{sys/types.h}
100   \headdecl{unistd.h}
101   \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
102     *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103   
104   Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
105   attivo.
106   
107   \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
108     descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
109     caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110   \begin{errlist}
111   \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112     degli insiemi.
113   \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
114   \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
115     un valore non valido per \param{timeout}.
116   \end{errlist}
117   ed inoltre \errval{ENOMEM}.
118 }
119 \end{functions}
120
121 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
122 \tabref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
123 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
124 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
125 \param{timeout}.
126
127 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
128 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
129 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
130 file descriptor, in maniera analoga a come un \textit{signal set} (vedi
131 \secref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
132 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
133 opportune macro di preprocessore:
134 \begin{functions}
135   \headdecl{sys/time.h}
136   \headdecl{sys/types.h}
137   \headdecl{unistd.h}
138   \funcdecl{FD\_ZERO(fd\_set *set)}
139   Inizializza l'insieme (vuoto).
140
141   \funcdecl{FD\_SET(int fd, fd\_set *set)}
142   Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
143
144   \funcdecl{FD\_CLR(int fd, fd\_set *set)}
145   Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
146   
147   \funcdecl{FD\_ISSET(int fd, fd\_set *set)}
148   Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
149 \end{functions}
150
151 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
152 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor.  Questo valore in origine corrispondeva
153 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
154   fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
155 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
156 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
157   descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
158   1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
159 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
160 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
161 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
162
163 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
164 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
165 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
166   tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
167   bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
168 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
169 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
170 messaggi urgenti su un \textit{socket}\index{socket}, vedi
171 \secref{sec:TCP_urgent_data}).
172
173 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
174 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
175 specificare qual'è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
176 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
177 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
178 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
179 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
180   descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
181   numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
182   il valore di \param{n} è un errore comune.}
183
184 Infine l'argomento \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima
185 che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende
186 indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura
187 \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
188 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
189
190 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
191   il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
192   funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
193   comportano in questo modo.}  e ciascun insieme viene sovrascritto per
194 indicare i file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo
195 da poterli controllare con \const{FD\_ISSET}.  Se invece si ha un timeout
196 viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono modificati.  In
197 caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre insiemi sono
198 indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro contenuto.
199
200 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
201 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
202 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
203 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
204 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
205 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
206   trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
207   usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
208   caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
209   caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
210   disponibile per quelli che derivano da BSD.}
211
212 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
213 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
214 controllo.  Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
215 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
216 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
217 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
218 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
219
220 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
221 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
222 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
223 essere arbitario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
224 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
225 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni. 
226
227 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
228   multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
229 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
230 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
231 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
232 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
233 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
234   l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
235   2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
236   \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
237   senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
238   \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
239   \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
240   maggiore di 600.} il cui prototipo è:
241 \begin{prototype}{sys/select.h}
242   {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
243     struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
244   
245   Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
246   attivo.
247   
248   \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
249     descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
250     caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
251   \begin{errlist}
252   \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
253     degli insiemi.
254   \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
255   \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
256     un valore non valido per \param{timeout}.
257   \end{errlist}
258   ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
259 \end{prototype}
260
261 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
262 struttura \struct{timespec} (vedi \figref{fig:sys_timeval_struct}) per
263 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
264 caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
265 che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
266 \secref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
267 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
268 funzione.
269
270 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
271 race condition\index{race condition} quando ci si deve porre in attesa sia di
272 un segnale che di dati.\footnote{in Linux però non è stata ancora introdotta
273   la relativa system call, pertanto la funzione è implementata nelle
274   \acr{glibc} attraverso \func{select} e la possibilità di race condition
275   permane.} La tecnica classica è quella di utilizzare il gestore per
276 impostare una variabile globale e controllare questa nel corpo principale del
277 programma; abbiamo visto in \secref{sec:sig_example} come questo lasci spazio
278 a possibili race condition, per cui diventa essenziale utilizzare
279 \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire
280 il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde
281 evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe
282 perso.
283
284 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
285 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
286 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
287 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
288 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
289 \includecodesnip{listati/select_race.c} qui però emerge una race
290 condition,\index{race condition} perché se il segnale arriva prima della
291 chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione del
292 segnale non sarà rilevata.
293
294 Per questo è stata introdotta \func{pselect}, che attraverso l'argomento
295 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
296 contestualmente all'esecuzione della funzione, e ribloccandolo non appena essa
297 ritorna. In questo modo il precedente codice potrebbe essere essere modificato
298 nel seguente modo: 
299 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c} 
300 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
301 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
302 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
303
304
305
306 \subsection{La funzione \func{poll}}
307 \label{sec:file_poll}
308
309 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
310 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
311 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
312   prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
313   call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
314 cui prototipo è:
315 \begin{prototype}{sys/poll.h}
316   {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
317   
318   La funzione attende un cambiamento di stato per uno dei file descriptor
319   specificati da \param{ufds}.
320   
321   \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
322     in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout; in caso di errore viene
323     restituito -1 ed \var{errno} assumerà uno dei valori:
324   \begin{errlist}
325   \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
326     degli insiemi.
327   \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
328   \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
329     \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
330   \end{errlist}
331   ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
332 \end{prototype}
333
334 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
335 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
336 vettore di strutture \struct{pollfd}.  Come con \func{select} si può
337 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
338 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
339 indica un'attesa indefinita, mentre un valore comporta il ritorno immediato (e
340 può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
341 \textsl{non-bloccante}).
342
343 \begin{figure}[!htb]
344   \footnotesize \centering
345   \begin{minipage}[c]{15cm}
346     \includestruct{listati/pollfd.h}
347   \end{minipage} 
348   \normalsize 
349   \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
350     modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
351   \label{fig:file_pollfd}
352 \end{figure}
353
354 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
355 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}.  La
356 struttura, la cui definizione è riportata in \figref{fig:file_pollfd}, prevede
357 tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file descriptor da
358 controllare, in \var{events} deve essere specificata una maschera binaria di
359 flag che indichino il tipo di evento che si vuole controllare, mentre in
360 \var{revents} il kernel restituirà il relativo risultato.  Usando un valore
361 negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà ignorata da
362 \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del tutto indipendenti da quelli
363 in uscita (che vengono restituiti in \var{revents}) non è necessario
364 reinizializzare tutte le volte il valore delle strutture \struct{pollfd} a
365 meno di non voler cambiare qualche condizione.
366
367 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
368 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
369 \tabref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
370 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
371 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
372 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
373 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore. 
374
375 \begin{table}[htb]
376   \centering
377   \footnotesize
378   \begin{tabular}[c]{|l|l|}
379     \hline
380     \textbf{Flag}  & \textbf{Significato} \\
381     \hline
382     \hline
383     \const{POLLIN}    & È possibile la lettura.\\
384     \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\ 
385     \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
386     \const{POLLPRI}   & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
387     \hline
388     \const{POLLOUT}   & È possibile la scrittura immediata.\\
389     \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.  \\ 
390     \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
391     \hline
392     \const{POLLERR}   & C'è una condizione di errore.\\
393     \const{POLLHUP}   & Si è verificato un hung-up.\\
394     \const{POLLNVAL}  & Il file descriptor non è aperto.\\
395     \hline
396     \const{POLLMSG}   & Definito per compatibilità con SysV.\\
397     \hline    
398   \end{tabular}
399   \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
400     \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
401   \label{tab:file_pollfd_flags}
402 \end{table}
403
404 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
405 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
406 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
407   presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
408   delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
409 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
410 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}.  In Linux la
411 distinzione ha senso solo per i dati \textit{out-of-band} dei socket (vedi
412 \secref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
413 alle varie condizioni dei socket torneremo in \secref{sec:TCP_serv_poll}, dove
414 vedremo anche un esempio del suo utilizzo. Si tenga conto comunque che le
415 costanti relative ai diversi tipi di dati (come \macro{POLLRDNORM} e
416 \macro{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la
417 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in
418   testa al file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
419   sufficiente.}
420
421 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
422 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
423 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
424 valori di \tabref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
425 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
426 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
427 tramite \var{errno}.
428
429
430 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
431 %\label{sec:file_epoll}
432 % placeholder ...
433
434 %da fare
435
436 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
437 \label{sec:file_asyncronous_access}
438
439 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
440 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
441 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
442 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
443 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
444 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
445 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
446 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
447 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
448 operazioni di I/O volute.
449
450
451 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
452 \label{sec:file_asyncronous_operation}
453
454 Abbiamo accennato in \secref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
455 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
456   comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
457   di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
458 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
459 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
460 \secref{sec:file_fcntl}). 
461
462 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
463 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
464 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
465 \secref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
466 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
467 modo.
468
469 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
470 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
471 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
472 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
473 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
474 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
475 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
476 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
477 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
478 \textit{signal driven I/O}.
479
480 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
481 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
482 hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
483  In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
484 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
485 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
486 percentuale) sono diventati attivi.
487
488 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
489 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
490 file descriptor sono più di uno, qual'è quello responsabile dell'emissione del
491 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
492 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
493 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
494 verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
495 POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono accodati e che permettono di
496 riconoscere il file descriptor che li ha emessi. In questo caso infatti si può
497 fare ricorso alle informazioni aggiuntive restituite attraverso la struttura
498 \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa \var{sa\_sigaction} del
499 gestore (si riveda quanto illustrato in \secref{sec:sig_sigaction}).
500
501 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
502 (vedi \secref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
503 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
504 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
505 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
506 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
507   il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
508   segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
509 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
510 descriptor che ha generato il segnale.
511
512 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
513 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
514 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
515 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
516 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
517 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
518 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
519 la coda.  Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non
520 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
521 invierà al suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti
522 i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i
523 file diventati attivi.
524
525
526 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
527 \label{sec:file_asyncronous_io}
528
529 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
530 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
531   asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
532 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
533 così che il processo non viene bloccato.  In questo modo diventa ad esempio
534 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
535 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
536
537 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
538 varie occasioni (in particolar modo con i socket\index{socket} e gli altri
539 file per i quali le funzioni di I/O sono \index{system call lente}system call
540 lente), essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file
541 descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle
542 medesime.  Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O
543 asincrono vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la
544 lettura e la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle
545 usate normalmente.
546
547 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
548 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
549 di thread. Al momento esiste una sola versione stabile di questa interfaccia,
550 quella delle \acr{glibc}, che è realizzata completamente in user space, ed
551 accessibile linkando i programmi con la libreria \file{librt}. Nei kernel
552 della nuova serie è stato anche introdotta (a partire dal 2.5.32) un nuovo
553 layer per l'I/O asincrono.
554
555 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
556 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
557 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
558 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
559 \file{aio.h}, è riportata in \figref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
560 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
561 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
562
563 \begin{figure}[!htb]
564   \footnotesize \centering
565   \begin{minipage}[c]{15cm}
566     \includestruct{listati/aiocb.h}
567   \end{minipage} 
568   \normalsize 
569   \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
570     asincrono.}
571   \label{fig:file_aiocb}
572 \end{figure}
573
574 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
575 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
576 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
577 contemporanee effettuabili su un singolo file.  Ogni operazione deve
578 inizializzare opportunamente un \textit{control block}.  Il file descriptor su
579 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
580 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
581 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
582 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
583 saranno letti o scritti.  Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
584 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
585 del blocco di dati da trasferire.
586
587 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
588 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
589   piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
590   le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
591   \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
592 partire da quella del processo chiamante (vedi \secref{sec:proc_priority}),
593 cui viene sottratto il valore di questo campo.  Il campo
594 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
595 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
596 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
597 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
598
599 \begin{figure}[!htb]
600   \footnotesize \centering
601   \begin{minipage}[c]{15cm}
602     \includestruct{listati/sigevent.h}
603   \end{minipage} 
604   \normalsize 
605   \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
606     di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
607   \label{fig:file_sigevent}
608 \end{figure}
609
610 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
611 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
612 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
613 riportata in \secref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è quello
614 che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
615 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
616 \item[\const{SIGEV\_NONE}]  Non viene inviata nessuna notifica.
617 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
618   chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
619   questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
620   valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
621   \figref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
622   \struct{siginfo\_t}.
623 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
624   thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
625   con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
626   \var{sigev\_notify\_attribute}.
627 \end{basedescript}
628
629 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
630 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}.  Esse permettono di richiedere una
631 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
632 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
633 \begin{functions}
634   \headdecl{aio.h}
635
636   \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
637   Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
638
639   \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
640   Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
641   \param{aiocbp}.
642   
643   \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
644     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
645   \begin{errlist}
646   \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
647   \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
648   \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
649     \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
650   \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
651   \end{errlist}
652 }
653 \end{functions}
654
655 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
656 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
657 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
658 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
659 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
660 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
661 \secref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
662 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
663
664 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
665 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
666 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
667 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
668 richiesta.  Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
669 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
670 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
671 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
672 \struct{aiocb}.
673
674 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
675 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
676 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
677 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
678 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
679 errore; il suo prototipo è:
680 \begin{prototype}{aio.h}
681   {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}  
682
683   Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
684   \param{aiocbp}.
685   
686   \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
687     successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
688     fallimento.}
689 \end{prototype}
690
691 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
692 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
693 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
694 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
695 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
696 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
697 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
698 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
699 \func{fsync}.
700
701 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
702 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
703 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
704 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
705 suo prototipo è:
706 \begin{prototype}{aio.h}
707 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)} 
708
709 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
710 \param{aiocbp}.
711   
712 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
713   eseguita.}
714 \end{prototype}
715
716 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
717 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
718 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
719 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
720 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
721
722 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
723 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
724 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}).  É importante chiamare sempre
725 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
726 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
727 esaurimento.
728
729 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
730 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
731 compiuta dalla funzione \func{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
732 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
733 è:
734 \begin{prototype}{aio.h}
735 {ssize\_t aio\_return(int op, struct aiocb *aiocbp)} 
736
737 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
738   
739 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
740   errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
741   \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
742 \end{prototype}
743
744 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
745 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
746 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
747 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
748 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
749 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
750 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
751 \secref{sec:file_sync}).
752
753 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
754 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
755 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
756 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
757 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
758
759 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
760 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
761 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
762 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
763 prototipo è:
764 \begin{prototype}{aio.h}
765 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)} 
766
767 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
768 da \param{aiocbp}.
769   
770 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
771   di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
772   un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
773   \errval{EBADF}.}
774 \end{prototype}
775
776 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
777 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
778 valore di \param{aiocbp}.  Quando una operazione viene cancellata una
779 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
780 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
781 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
782 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
783
784 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
785 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
786 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
787 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
788   cancellazione sono state già completate,
789   
790 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
791   state cancellate,  
792   
793 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
794   corso e non sono state cancellate.
795 \end{basedescript}
796
797 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
798 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
799 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
800 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
801 del loro avvenuto completamento.
802
803 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
804 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
805 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
806 specifica operazione; il suo prototipo è:
807 \begin{prototype}{aio.h}
808 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
809     timespec *timeout)}
810   
811   Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
812   operazioni specificate da \param{list}.
813   
814   \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
815     completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
816     dei valori:
817     \begin{errlist}
818     \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
819       \param{timeout}.
820     \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
821     \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
822     \end{errlist}
823   }
824 \end{prototype}
825
826 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
827 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
828 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
829 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
830   utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
831 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
832 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
833 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito.  Un valore
834 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
835
836 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
837 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
838 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
839 \begin{prototype}{aio.h}
840   {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
841     sigevent *sig)}
842   
843   Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
844   secondo la modalità \param{mode}.
845   
846   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
847     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
848     \begin{errlist}
849     \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
850       \param{timeout}.
851     \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
852       o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
853       \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
854     \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
855     \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
856     \end{errlist}
857   }
858 \end{prototype}
859
860 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
861 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
862 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
863 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
864 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
865 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
866 \item[\const{LIO\_READ}]  si richiede una operazione di lettura.
867 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
868 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
869 \end{basedescript}
870 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
871 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
872 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
873 non completate.
874
875 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
876 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
877 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
878 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
879 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
880 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
881 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
882 di \struct{aiocb}.
883
884
885 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
886 \label{sec:file_advanced_io}
887
888 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
889   asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
890 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
891 scrittura che abbiamo esaminato in \secref{sec:file_base_func}. In questa
892 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
893   vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria}.
894
895
896 \subsection{I/O vettorizzato}
897 \label{sec:file_multiple_io}
898
899 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
900 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
901 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
902 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file.  Benché
903 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
904 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
905 operazioni.
906
907 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
908   integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
909   \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
910   che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
911 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
912 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
913 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
914 prototipi sono:
915 \begin{functions}
916   \headdecl{sys/uio.h}
917   
918   \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
919   una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
920   da \param{vector}.
921   
922   \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
923   una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
924   specificati da \param{vector}.
925   
926   \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
927     caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
928     assumerà uno dei valori:
929   \begin{errlist}
930   \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
931   \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
932     argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
933   \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
934     di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
935   \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
936   non ci sono dati in lettura.
937   \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
938   \end{errlist}
939   ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
940   stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
941   \func{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
942   usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
943 \end{functions}
944
945 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
946 \figref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
947 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
948 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso. 
949
950 \begin{figure}[!htb]
951   \footnotesize \centering
952   \begin{minipage}[c]{15cm}
953     \includestruct{listati/iovec.h}
954   \end{minipage} 
955   \normalsize 
956   \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
957     vettorizzato.} 
958   \label{fig:file_iovec}
959 \end{figure}
960
961 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
962 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
963 \param{count}.  Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
964 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
965 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
966 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
967
968
969 \subsection{File mappati in memoria}
970 \label{sec:file_memory_map}
971
972 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
973 rispetto a quella classica vista in \capref{cha:file_unix_interface}, è il
974 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
975 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
976 \secref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
977 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo. Il meccanismo è
978 illustrato in \figref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del file viene
979 riportata direttamente nello spazio degli indirizzi del programma. Tutte le
980 operazioni su questa zona verranno riportate indietro sul file dal meccanismo
981 della memoria virtuale\index{memoria virtuale} che trasferirà il contenuto di
982 quel segmento sul file invece che nella swap, per cui si può parlare tanto di
983 file mappato in memoria, quanto di memoria mappata su file.
984
985 \begin{figure}[htb]
986   \centering
987   \includegraphics[width=7.cm]{img/mmap_layout}
988   \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
989   mappatura in memoria di un file.}
990   \label{fig:file_mmap_layout}
991 \end{figure}
992
993 Tutto questo comporta una notevole semplificazione delle operazioni di I/O, in
994 quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer intermedi su cui
995 appoggiare i dati da traferire, ma questi potranno essere acceduti
996 direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa interfaccia è
997 più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette di caricare in
998 memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad un dato
999 istante.
1000
1001 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
1002 virtuale,\index{memoria virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
1003 opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
1004 per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1005 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1006 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1007 salvate sullo swap.  Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le
1008 pagine che mappano un file vengono salvate automaticamente, così come le
1009 pagine dei programmi vengono scritte sulla swap; questo consente di accedere
1010 ai file su dimensioni il cui solo limite è quello dello spazio di indirizzi
1011 disponibile, e non della memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1012
1013 L'interfaccia prevede varie funzioni per la gestione del \textit{memory mapped
1014   I/O}, la prima di queste è \funcd{mmap}, che serve ad eseguire la mappatura
1015 in memoria di un file; il suo prototipo è:
1016 \begin{functions}
1017   
1018   \headdecl{unistd.h}
1019   \headdecl{sys/mman.h} 
1020
1021   \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1022     fd, off\_t offset)}
1023   
1024   Esegue la mappatura in memoria del file \param{fd}.
1025   
1026   \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1027     in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1028     qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1029     \begin{errlist}
1030     \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1031       \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1032     \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1033       o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1034       o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1035       \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1036       \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1037     \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1038       \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1039       dimensione delle pagine).
1040     \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1041       \param{fd} è aperto in scrittura.
1042     \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria.
1043     \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1044       numero di mappature possibili.
1045     \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1046       mapping.
1047     \end{errlist}
1048   }
1049 \end{functions}
1050
1051 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1052 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1053 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1054 multiplo della dimensione di una pagina di memoria. 
1055
1056
1057 \begin{table}[htb]
1058   \centering
1059   \footnotesize
1060   \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1061     \hline
1062     \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1063     \hline
1064     \hline
1065     \const{PROT\_EXEC}  & Le pagine possono essere eseguite.\\
1066     \const{PROT\_READ}  & Le pagine possono essere lette.\\
1067     \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1068     \const{PROT\_NONE}  & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1069     \hline    
1070   \end{tabular}
1071   \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1072     protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1073   \label{tab:file_mmap_prot}
1074 \end{table}
1075
1076
1077 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1078   la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1079   attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale.  Per ciascuno di
1080   questi segmenti il kernel mantiene nella \textit{page table} la mappatura
1081   sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura,
1082   esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella che si chiama una
1083   \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
1084   \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1085 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1086 riportati in \tabref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1087 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1088
1089 L'argomento \param{flags} specifica infine qual'è il tipo di oggetto mappato,
1090 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1091 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1092 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1093 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1094 \tabref{tab:file_mmap_flag}.
1095
1096 \begin{table}[htb]
1097   \centering
1098   \footnotesize
1099   \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1100     \hline
1101     \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1102     \hline
1103     \hline
1104     \const{MAP\_FIXED}     & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1105                              da \param{start}, se questo non può essere usato
1106                              \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1107                              valore di \param{start} deve essere allineato
1108                              alle dimensioni di una pagina. \\
1109     \const{MAP\_SHARED}    & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1110                              riportati sul file e saranno immediatamente
1111                              visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1112                              file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1113                              aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1114                              \func{unmap}), e solo allora le modifiche saranno
1115                              visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1116                              con \const{MAP\_PRIVATE}. \\ 
1117     \const{MAP\_PRIVATE}   & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1118                              riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1119                              privata cui solo il processo chiamante ha
1120                              accesso.  Le modifiche sono mantenute attraverso
1121                              il meccanismo del 
1122                              \textit{copy on write}\index{copy on write} e
1123                              salvate su swap in caso di necessità. Non è
1124                              specificato se i cambiamenti sul file originale
1125                              vengano riportati sulla regione
1126                              mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1127     \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1128                              \textit{DoS}\index{DoS} (veniva usato per
1129                              segnalare che tentativi di scrittura sul file
1130                              dovevano fallire con \errcode{ETXTBSY}).\\
1131     \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1132     \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1133                              delle pagine di swap ad uso del meccanismo di
1134                              \textit{copy on write}\index{copy on write}
1135                              per mantenere le
1136                              modifiche fatte alla regione mappata, in
1137                              questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1138                              memoria disponibile, si ha l'emissione di
1139                              un \const{SIGSEGV}. \\
1140     \const{MAP\_LOCKED}    & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1141                              mappate. \\
1142     \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli stack. Indica 
1143                              che la mappatura deve essere effettuata con gli
1144                              indirizzi crescenti verso il basso.\\
1145     \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1146                              argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1147                              ignorati.\footnotemark\\
1148     \const{MAP\_ANON}      & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1149     \const{MAP\_FILE}      & Valore di compatibilità, deprecato.\\
1150     \hline
1151   \end{tabular}
1152   \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1153   \label{tab:file_mmap_flag}
1154 \end{table}
1155
1156 \footnotetext{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1157   memoria.}  
1158 \footnotetext{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1159   stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1160
1161 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1162 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1163 tutto quanto è comunque basato sul basato sul meccanismo della memoria
1164 virtuale.\index{memoria virtuale} Questo comporta allora una serie di
1165 conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
1166 sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
1167 (\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
1168 consentono questo tipo di accesso.
1169
1170 \begin{figure}[!htb]
1171   \centering
1172   \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_boundary}
1173   \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1174     dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1175   \label{fig:file_mmap_boundary}
1176 \end{figure}
1177
1178 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1179 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1180 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1181 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1182 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1183 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1184 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1185 effettive del file o della sezione che si vuole mappare. Il caso più comune è
1186 quello illustrato in \figref{fig:file_mmap_boundary}, in cui la sezione di
1187 file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso verrà il file sarà
1188 mappato su un segmento di memoria che si estende fino al bordo della pagina
1189 successiva.
1190
1191 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1192 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1193 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1194 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1195 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1196 scritto.
1197
1198 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1199 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1200 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1201 quella della mappatura in memoria.
1202
1203 \begin{figure}[htb]
1204   \centering
1205   \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_exceed}
1206   \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1207     alla lunghezza richiesta.}
1208   \label{fig:file_mmap_exceed}
1209 \end{figure}
1210
1211 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1212 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1213 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1214 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1215 \const{SIGBUS}, come illustrato in \figref{fig:file_mmap_exceed}.
1216
1217 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1218 in \figref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1219 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1220 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1221 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1222 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1223 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1224 \secref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi di
1225 dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1226 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1227
1228 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1229 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1230 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1231 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1232 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1233 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1234 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1235 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1236 nuovo programma.
1237
1238 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1239 esso associati (di cui si è trattato in \secref{sec:file_file_times}). Il
1240 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1241 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1242 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo.  I valori di
1243 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1244 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1245 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1246 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1247
1248 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1249 direttamente dalla memoria virtuale, occorre essere consapevoli delle
1250 interazioni che possono esserci con operazioni effettuate con l'interfaccia
1251 standard dei file di \capref{cha:file_unix_interface}. Il problema è che una
1252 volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura saranno
1253 eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal sistema
1254 della memoria virtuale.
1255
1256 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1257 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1258 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1259 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1260 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1261
1262 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1263 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1264 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1265 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1266 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1267 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1268 \begin{functions}  
1269   \headdecl{unistd.h}
1270   \headdecl{sys/mman.h} 
1271
1272   \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1273   
1274   Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1275   
1276   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1277     errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1278     \begin{errlist}
1279     \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di \const{PAGESIZE},
1280     o si è specificato un valore non valido per \param{flags}.
1281     \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1282       precedentemente mappata.
1283     \end{errlist}
1284   }
1285 \end{functions}
1286
1287 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1288 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1289 file (qualora questo non sia già stato fatto).  Provvede anche ad aggiornare i
1290 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1291 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1292 del file aggiornato.
1293
1294 \begin{table}[htb]
1295   \centering
1296   \footnotesize
1297   \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1298     \hline
1299     \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1300     \hline
1301     \hline
1302     \const{MS\_ASYNC}     & Richiede la sincronizzazione.\\
1303     \const{MS\_SYNC}      & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1304     \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1305                             siano invalidate.\\
1306     \hline    
1307   \end{tabular}
1308   \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1309   \label{tab:file_mmap_rsync}
1310 \end{table}
1311
1312 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1313 dei valori riportati in \tabref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1314 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1315 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1316 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1317 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1318 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1319 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1320 aggiornate ai nuovi valori.
1321
1322 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1323 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1324 \begin{functions}  
1325   \headdecl{unistd.h}
1326   \headdecl{sys/mman.h} 
1327
1328   \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1329   
1330   Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1331
1332   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1333     errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1334     \begin{errlist}
1335     \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1336       precedentemente mappata.
1337     \end{errlist}
1338   }
1339 \end{functions}
1340
1341 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato attraverso
1342 \param{start} e \param{length}, ed ogni successivo accesso a tale regione
1343 causerà un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1344 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria, e la mappatura di tutte le
1345 pagine contenute (anche parzialmente) nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1346 Indicare un intervallo che non contiene pagine mappate non è un errore.
1347
1348 Alla conclusione del processo, ogni pagina mappata verrà automaticamente
1349 rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per effettuare la
1350 mappatura in memoria non ha alcun effetto sulla stessa.
1351
1352
1353 \section{Il file locking}
1354 \label{sec:file_locking}
1355
1356 \index{file!locking|(}
1357 In \secref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1358 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1359 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1360 in \textit{append mode}, quando più processi scrivono contemporaneamente sullo
1361 stesso file non è possibile determinare la sequenza in cui essi opereranno.
1362
1363 Questo causa la possibilità di race condition\index{race condition}; in
1364 generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra un processo che
1365 scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono leggere informazioni
1366 scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella in cui diversi
1367 processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro output sul
1368 file.
1369
1370 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1371 evitare le race condition\index{race condition}, attraverso una serie di
1372 funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di altri
1373 processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità delle
1374 operazioni di scrittura.
1375
1376
1377
1378 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1379 \label{sec:file_record_locking}
1380
1381 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1382 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1383   locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1384   come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1385   \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discretionary file
1386     lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1387   mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1388     locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1389   ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1390   riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1391   mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1392 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1393 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.  Questo significa
1394 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
1395 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
1396 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
1397 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
1398 utilizzando le relative funzioni.
1399
1400 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1401   seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1402   nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1403   \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1404   processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1405   \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1406 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1407 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
1408 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
1409 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
1410 proteggere il loro accesso in lettura.
1411
1412 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1413 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1414 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1415 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1416 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1417 proteggere il suo accesso in scrittura.
1418
1419 \begin{table}[htb]
1420   \centering
1421   \footnotesize
1422   \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1423     \hline
1424     \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1425     \cline{2-4}
1426                        &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1427     \hline
1428     \hline
1429     \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1430     \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1431     \hline    
1432   \end{tabular}
1433   \caption{Tipologie di file locking.}
1434   \label{tab:file_file_lock}
1435 \end{table}
1436
1437 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1438   locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1439 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1440 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}.  I \textit{file lock}
1441 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1442 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1443
1444 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1445 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1446 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1447 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file.  Se il lock viene acquisito
1448 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1449 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1450 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1451 delle varie possibilità è riassunta in \tabref{tab:file_file_lock}, dove si
1452 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
1453 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
1454 menzionate, nel successo della richiesta.
1455
1456 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
1457 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
1458 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
1459 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
1460 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
1461 lock).
1462
1463 %%  Si ricordi che
1464 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1465 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1466 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1467
1468
1469 \subsection{La funzione \func{flock}} 
1470 \label{sec:file_flock}
1471
1472 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1473 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1474 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1475 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1476   
1477   Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1478   
1479   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1480     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1481     \begin{errlist}
1482     \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1483       specificato \const{LOCK\_NB}.
1484     \end{errlist}
1485   }
1486 \end{prototype}
1487
1488 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
1489 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
1490 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
1491 essere passato utilizzando le costanti riportate in
1492 \tabref{tab:file_flock_operation}.
1493
1494 \begin{table}[htb]
1495   \centering
1496   \footnotesize
1497   \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1498     \hline
1499     \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1500     \hline
1501     \hline
1502     \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\ 
1503     \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
1504     \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
1505     \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
1506                        richiesta di un \textit{file lock}.\\
1507     \hline    
1508   \end{tabular}
1509   \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
1510   \label{tab:file_flock_operation}
1511 \end{table}
1512
1513 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
1514 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
1515 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
1516 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
1517 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
1518 usare \const{LOCK\_UN}.
1519
1520 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
1521 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
1522 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}.  Per capire queste
1523 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
1524 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
1525
1526 In \figref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
1527 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
1528 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
1529 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
1530 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
1531 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
1532   accennato in \figref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
1533   mantenuti un una \textit{linked list}\index{linked list} di strutture
1534   \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
1535   mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
1536   definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
1537   del kernel).  Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
1538   un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
1539 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
1540 diversi che aprono lo stesso file.
1541
1542 \begin{figure}[htb]
1543   \centering
1544   \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
1545   \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare  
1546     del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
1547   \label{fig:file_flock_struct}
1548 \end{figure}
1549
1550 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
1551 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
1552 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.}  Nel caso
1553 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
1554 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
1555 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
1556 kernel secondo lo schema di \figref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni
1557 nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel
1558   campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i
1559   lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
1560 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
1561
1562 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
1563 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
1564 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
1565 nel lock.  Allora se ricordiamo quanto visto in \secref{sec:file_dup} e
1566 \secref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
1567 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
1568 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
1569 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
1570
1571 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
1572 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
1573 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
1574   non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
1575   attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
1576   si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
1577 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
1578 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
1579 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
1580 \func{fork}, anche su processi diversi.
1581
1582 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
1583 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
1584 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
1585 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
1586 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
1587 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
1588 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
1589 sono stati chiusi.  Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
1590 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
1591
1592 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
1593 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
1594 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
1595 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
1596 server supportino questa funzionalità.
1597  
1598
1599 \subsection{Il file locking POSIX}
1600 \label{sec:file_posix_lock}
1601
1602 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
1603 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
1604 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
1605 \secref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
1606 essa viene usata solo secondo il prototipo:
1607 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
1608   
1609   Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1610   
1611   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1612     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1613     \begin{errlist}
1614     \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
1615       \textit{file lock} da parte di altri processi.
1616     \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
1617       sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
1618       o il protocollo per il locking remoto è fallito.
1619     \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
1620       un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
1621       mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
1622       \textit{deadlock}\index{deadlock}. Non è garantito che il sistema
1623       riconosca sempre questa situazione.
1624     \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
1625       di poter acquisire un lock.
1626     \end{errlist}
1627     ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
1628   }
1629 \end{prototype}
1630
1631 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
1632 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
1633 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
1634 relative agli eventuali lock preesistenti.  Per poter fare tutto questo la
1635 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
1636 (la cui definizione è riportata in \figref{fig:struct_flock}) nella quale
1637 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
1638 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
1639 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
1640 regione bloccata.
1641
1642 \begin{figure}[!bht]
1643   \footnotesize \centering
1644   \begin{minipage}[c]{15cm}
1645     \includestruct{listati/flock.h}
1646   \end{minipage} 
1647   \normalsize 
1648   \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
1649     locking.} 
1650   \label{fig:struct_flock}
1651 \end{figure}
1652
1653
1654 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
1655 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
1656 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
1657 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
1658 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
1659 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
1660 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
1661 relative descrizioni in \secref{sec:file_lseek}). 
1662
1663 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
1664 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
1665 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
1666 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
1667 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
1668 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
1669 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
1670
1671 \begin{table}[htb]
1672   \centering
1673   \footnotesize
1674   \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1675     \hline
1676     \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1677     \hline
1678     \hline
1679     \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
1680     \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
1681     \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
1682     \hline    
1683   \end{tabular}
1684   \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
1685   \label{tab:file_flock_type}
1686 \end{table}
1687
1688 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
1689 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
1690 \tabref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente uno
1691 \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un lock
1692 precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo in
1693 caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e riporta
1694 il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
1695
1696 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
1697 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
1698 \param{cmd} che, come già riportato in \secref{sec:file_fcntl}, specifica
1699 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
1700 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1701 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
1702   puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
1703   la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
1704   ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
1705   \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}. 
1706 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
1707   \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
1708   corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
1709   richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
1710   funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
1711   \errcode{EAGAIN}.
1712 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
1713   non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
1714   processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
1715   rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
1716   con un errore di \errcode{EINTR}.
1717 \end{basedescript}
1718
1719 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
1720 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
1721 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
1722 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}.  Inoltre a seconda del valore di
1723 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
1724 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
1725 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
1726 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
1727 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
1728 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
1729
1730 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
1731 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
1732 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
1733 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
1734 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
1735   è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
1736   sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
1737 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
1738 stato effettivamente acquisito.
1739
1740 \begin{figure}[htb]
1741   \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
1742   \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\index{deadlock}.}
1743   \label{fig:file_flock_dead}
1744 \end{figure}
1745
1746 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
1747 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
1748 \figref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
1749 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
1750 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
1751 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
1752 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
1753 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
1754 porta ad un \textit{deadlock}\index{deadlock}, dato che a quel punto anche il
1755 processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo. Per
1756 questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo, ed
1757 impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che cerca
1758 di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
1759
1760 \begin{figure}[!bht]
1761   \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
1762   \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare  
1763     del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
1764   \label{fig:file_posix_lock}
1765 \end{figure}
1766
1767
1768 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
1769 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto \secref{sec:file_flock})
1770 esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal kernel. Lo schema delle
1771 strutture utilizzate è riportato in \figref{fig:file_posix_lock}; come si vede
1772 esso è molto simile all'analogo di \figref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in
1773   questo caso nella figura si sono evidenziati solo i campi di
1774   \struct{file\_lock} significativi per la semantica POSIX, in particolare
1775   adesso ciascuna struttura contiene, oltre al \acr{pid} del processo in
1776   \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata grazie ai campi
1777   \var{fl\_start} e \var{fl\_end}.  La struttura è comunque la stessa, solo
1778   che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
1779   \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato.} il lock è
1780 sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in questo caso la titolarità
1781 non viene identificata con il riferimento ad una voce nella file table, ma con
1782 il valore del \acr{pid} del processo.
1783
1784 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
1785 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la linked list delle strutture
1786   \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
1787   \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
1788   ben separate.}  per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
1789 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di lock, in caso
1790 negativo il nuovo lock viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
1791
1792 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
1793 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
1794 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
1795 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
1796 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
1797 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
1798 il \acr{pid} resta lo stesso.  Questo comporta che, al contrario di quanto
1799 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
1800 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
1801
1802 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
1803 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
1804 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
1805 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
1806 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
1807 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
1808 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
1809 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
1810 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
1811
1812 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
1813 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un'altro
1814 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
1815 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
1816 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
1817 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
1818 avranno sempre successo.
1819
1820 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
1821 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
1822   cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
1823   sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
1824   rilascio per cancellare il lock.}  la cosa non ha alcun effetto; la funzione
1825 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
1826 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
1827 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
1828 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
1829 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
1830 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
1831 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
1832 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.  Il
1833 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
1834 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
1835 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
1836 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
1837 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
1838
1839 \begin{figure}[!htb]
1840   \footnotesize \centering
1841   \begin{minipage}[c]{15cm}
1842     \includecodesample{listati/Flock.c}
1843   \end{minipage} 
1844   \normalsize 
1845   \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
1846   \label{fig:file_flock_code}
1847 \end{figure}
1848
1849 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
1850 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
1851 intero file usando la semantica BSD; in \figref{fig:file_flock_code} è
1852 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
1853 allegato nella directory dei sorgenti).
1854
1855 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
1856 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
1857 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
1858 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
1859 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
1860 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
1861 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
1862 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
1863 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
1864 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
1865 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
1866 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
1867
1868 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
1869 un parametro (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
1870   15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
1871 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
1872 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
1873 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
1874 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
1875 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
1876 modalità bloccante.
1877
1878 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
1879 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
1880 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
1881 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
1882 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
1883 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria.  Nel caso
1884 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
1885 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
1886 esegue (\texttt{\small 41}).
1887
1888 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
1889 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
1890 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
1891 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
1892 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
1893 lock vengono rilasciati.
1894
1895 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
1896 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
1897 all'interno di un terminale il seguente comando:
1898
1899 \vspace{1mm}
1900 \begin{minipage}[c]{12cm}
1901 \begin{verbatim}
1902 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
1903 Lock acquired
1904 \end{verbatim}%$
1905 \end{minipage}\vspace{1mm}
1906 \par\noindent
1907 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
1908 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
1909 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
1910 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
1911 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
1912 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
1913
1914 \vspace{1mm}
1915 \begin{minipage}[c]{12cm}
1916 \begin{verbatim}
1917 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
1918 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1919 \end{verbatim}%$
1920 \end{minipage}\vspace{1mm}
1921 \par\noindent
1922 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
1923 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
1924 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
1925 file con il comando:
1926
1927 \vspace{1mm}
1928 \begin{minipage}[c]{12cm}
1929 \begin{verbatim}
1930 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1931 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1932 \end{verbatim}%$
1933 \end{minipage}\vspace{1mm}
1934 \par\noindent
1935 se invece blocchiamo una regione con: 
1936
1937 \vspace{1mm}
1938 \begin{minipage}[c]{12cm}
1939 \begin{verbatim}
1940 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
1941 Lock acquired
1942 \end{verbatim}%$
1943 \end{minipage}\vspace{1mm}
1944 \par\noindent
1945 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
1946 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
1947 sovrappongono avremo che:
1948
1949 \vspace{1mm}
1950 \begin{minipage}[c]{12cm}
1951 \begin{verbatim}
1952 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15  Flock.c
1953 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1954 \end{verbatim}%$
1955 \end{minipage}\vspace{1mm}
1956 \par\noindent
1957 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
1958 avremo che:
1959
1960 \vspace{1mm}
1961 \begin{minipage}[c]{12cm}
1962 \begin{verbatim}
1963 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15  Flock.c
1964 Lock acquired
1965 \end{verbatim}%$
1966 \end{minipage}\vspace{1mm}
1967 \par\noindent
1968 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
1969 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
1970
1971 \vspace{1mm}
1972 \begin{minipage}[c]{12cm}
1973 \begin{verbatim}
1974 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
1975 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1976 \end{verbatim}%$
1977 \end{minipage}\vspace{1mm}
1978 \par\noindent
1979 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
1980
1981 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
1982 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
1983 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
1984 opzione:
1985
1986 \vspace{1mm}
1987 \begin{minipage}[c]{12cm}
1988 \begin{verbatim}
1989 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
1990 \end{verbatim}%$
1991 \end{minipage}\vspace{1mm}
1992 \par\noindent
1993 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
1994 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
1995 otterremo:
1996
1997 \vspace{1mm}
1998 \begin{minipage}[c]{12cm}
1999 \begin{verbatim}
2000 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2001 \end{verbatim}%$
2002 \end{minipage}\vspace{1mm}
2003 \par\noindent
2004 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2005 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2006 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2007 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2008
2009 \vspace{1mm}
2010 \begin{minipage}[c]{12cm}
2011 \begin{verbatim}
2012 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2013 Lock acquired
2014 \end{verbatim}%$
2015 \end{minipage}\vspace{3mm}
2016 \par\noindent
2017
2018 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2019 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2020 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2021 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2022
2023 \vspace{1mm}
2024 \begin{minipage}[c]{12cm}
2025 \begin{verbatim}
2026 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2027 Lock acquired
2028 \end{verbatim}
2029 \end{minipage}\vspace{1mm}
2030 \par\noindent
2031 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2032 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2033 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2034 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2035
2036
2037
2038 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2039 \label{sec:file_lockf}
2040
2041 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2042 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2043 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2044 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2045 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2046 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2047   
2048   Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2049   
2050   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2051     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2052     \begin{errlist}
2053     \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2054       selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2055       file è mappato in memoria.
2056     \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2057       sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2058     \end{errlist}
2059     ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2060   }
2061 \end{prototype}
2062
2063 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2064 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2065 \tabref{tab:file_lockf_type}.
2066
2067 \begin{table}[htb]
2068   \centering
2069   \footnotesize
2070   \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2071     \hline
2072     \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2073     \hline
2074     \hline
2075     \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2076                       mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2077     \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2078                       alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2079     \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2080     \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2081                       si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2082                       con un OR aritmetico dei valori.\\ 
2083     \hline    
2084   \end{tabular}
2085   \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2086   \label{tab:file_lockf_type}
2087 \end{table}
2088
2089 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2090 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2091 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2092 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2093 affatto equivalente a \func{flock}).
2094
2095
2096
2097 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2098 \label{sec:file_mand_locking}
2099
2100 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2101 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2102 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2103 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2104 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2105 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2106
2107 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2108 utilizzo particolare del bit \acr{sgid}. Se si ricorda quanto esposto in
2109 \secref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma utilizzato per cambiare il
2110 group-ID effettivo con cui viene eseguito un programma, ed è pertanto sempre
2111 associato alla presenza del permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando
2112 questo bit su un file senza permesso di esecuzione in un sistema che supporta
2113 il \textit{mandatory locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il
2114 file in questione. In questo modo una combinazione dei permessi
2115 originariamente non contemplata, in quanto senza significato, diventa
2116 l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2117   locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2118   \secref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato (come
2119   misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale quando
2120   esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2121
2122 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2123 neanche root può passare sopra ad un lock; pertanto un processo che blocchi un
2124 file cruciale può renderlo completamente inaccessibile, rendendo completamente
2125 inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si potrebbe risolvere
2126   rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa
2127   operazione con un sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory
2128   locking} si può bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura
2129 su un file su cui è attivo un lock. Per questo motivo l'abilitazione del
2130 mandatory locking è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem
2131 per filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
2132 \func{mount} riportata in \tabref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
2133 \cmd{mand} per il comando).
2134
2135 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2136 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2137 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2138 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2139
2140 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2141 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2142 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2143 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2144 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2145 locking.
2146
2147 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2148 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2149 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2150 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2151
2152 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2153 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2154 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2155 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2156 \errcode{EAGAIN}.
2157
2158 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2159 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2160 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2161 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2162 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2163 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2164 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2165 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2166 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2167
2168 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2169 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2170 abbiamo trattato in \secref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2171 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2172 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2173 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2174 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2175   impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2176   comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2177   diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2178 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2179   all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2180   \file{Documentation/mandatory.txt}.}  di seguire questo comportamento
2181 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2182 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2183 possibilità di modificare il file.
2184 \index{file!locking|)}
2185
2186
2187
2188
2189 %%% Local Variables: 
2190 %%% mode: latex
2191 %%% TeX-master: "gapil"
2192 %%% End: