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12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
33 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
34 sequenza in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce,\footnote{in realtà con Linux questo avviene
98 solo dalla serie 2.0 dei kernel.} che pertanto possono coesistere senza
101 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
102 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
103 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
104 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
105 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
106 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
107 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
109 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
110 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
111 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
112 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
113 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
119 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
121 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
123 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
126 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
127 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
130 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
131 \label{tab:file_file_lock}
134 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
135 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
136 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
137 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
138 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
139 un \textit{write lock}).
142 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
143 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
144 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
147 \subsection{La funzione \func{flock}}
148 \label{sec:file_flock}
150 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
151 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per
152 richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo
154 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
156 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
158 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
159 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
161 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
162 specificato \const{LOCK\_NB}.
167 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
168 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
169 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
170 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
171 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
176 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
178 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
181 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
182 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
183 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
184 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
185 richiesta di un \textit{file lock}.\\
188 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
189 \label{tab:file_flock_operation}
192 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
193 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
194 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
195 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
196 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
197 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
198 usare direttamente const{LOCK\_UN}.
200 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
201 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
202 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
203 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
204 facendo fallire la riacquisizione.
206 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
207 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
208 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
209 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
210 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
213 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
214 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
215 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
216 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
217 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
218 per entrambe le interfacce.
220 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
221 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
222 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
223 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
224 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
225 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di
226 inode\itindex{inode},\footnote{in particolare, come accennato in
227 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono mantenuti in una
228 \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
229 \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
230 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \kstruct{inode} (per le
231 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{include/linux/fs.h}
232 nei sorgenti del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se
233 si tratta di un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX
234 (\const{FL\_POSIX}).} dato che questo è l'unico riferimento in comune che
235 possono avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
239 \includegraphics[width=15.5cm]{img/file_flock}
240 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
241 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
242 \label{fig:file_flock_struct}
245 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
246 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
247 un nuovo elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \kstruct{file\_lock}.}
248 Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la semantica della funzione
249 prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un
250 \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori riferimenti allo
251 stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema di
252 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file lock}
253 un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di
254 \kstruct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati
255 con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file
256 table} da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare.
258 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
259 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
260 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
261 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
262 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
263 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
264 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
265 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
266 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
268 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
269 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
270 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
271 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
272 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
273 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
274 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
275 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
276 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
277 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
278 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
281 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
282 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
283 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
284 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
285 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
286 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
287 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
288 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
289 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
290 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
293 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
294 \label{sec:file_posix_lock}
296 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
297 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
298 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
299 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si impiega per il \textit{file
300 locking} essa viene usata solo secondo il seguente prototipo:
301 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
303 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
305 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
306 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
308 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
309 \textit{file lock} da parte di altri processi.
310 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
311 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
312 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
313 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
314 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
315 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
316 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
317 riconosca sempre questa situazione.
318 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
319 di poter acquisire un \textit{file lock}.
321 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
325 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
326 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
327 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
328 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
329 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
330 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
331 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
332 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
333 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
334 con un'altra regione bloccata.
337 \footnotesize \centering
338 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
339 \includestruct{listati/flock.h}
342 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
343 \textit{file locking}.}
344 \label{fig:struct_flock}
348 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
349 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
350 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
351 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
352 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
353 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
354 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
355 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
357 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
358 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
359 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
360 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
361 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
362 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
363 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
368 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
370 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
373 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
374 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
375 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
378 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
379 \label{tab:file_flock_type}
382 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
383 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
384 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
385 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
386 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
387 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
388 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
391 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
392 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
393 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
394 specifica l'azione da compiere; i valori relativi al \textit{file locking}
396 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
397 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
398 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
399 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
400 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
401 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
402 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
403 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
404 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel
405 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
406 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
407 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
408 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
409 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
410 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
411 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
412 con un errore di \errcode{EINTR}.
415 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
416 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
417 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
418 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
419 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
420 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
421 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
422 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
423 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
424 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
425 per indicare quale è la regione bloccata.
427 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
428 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
429 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
430 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
431 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
432 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
433 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
434 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
435 stato effettivamente acquisito.
438 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
439 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
440 \label{fig:file_flock_dead}
443 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
444 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
445 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
446 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
447 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
448 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
449 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
450 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
451 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
452 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
453 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
454 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
455 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
458 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
459 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
460 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
461 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
462 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
463 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
464 sono evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
465 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
466 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
467 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
468 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
469 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
470 usato.} il blocco è sempre associato \itindex{inode} all'inode, solo che in
471 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
472 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
473 \ids{PID} del processo.
476 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
477 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
478 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
479 \label{fig:file_posix_lock}
482 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
483 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
484 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
485 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
486 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
487 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
488 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
489 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
491 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
492 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
493 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
494 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
495 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
496 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
497 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
498 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
499 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
501 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
502 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
503 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
504 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
505 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
506 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
507 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
508 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
509 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
511 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
512 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
513 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
514 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
515 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
516 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
517 avranno sempre successo.
519 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
520 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
521 cioè si richiede più volte lo stesso \textit{file lock}, o più blocchi sulla
522 stessa sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola
523 richiesta di rilascio per cancellare il blocco.} la cosa non ha alcun
524 effetto; la funzione ritorna con successo, senza che il kernel debba
525 modificare la lista dei \textit{file lock}. In questo caso invece si possono
526 avere una serie di situazioni diverse: ad esempio è possibile rimuovere con
527 una sola chiamata più \textit{file lock} distinti (indicando in una regione
528 che si sovrapponga completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo
529 una parte di un blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella
530 di un altro blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri
531 \textit{file lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si
532 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
533 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
534 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
535 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
536 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
537 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
539 \begin{figure}[!htbp]
540 \footnotesize \centering
541 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
542 \includecodesample{listati/Flock.c}
545 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
546 \label{fig:file_flock_code}
549 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
550 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
551 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
552 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
553 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
555 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
556 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
557 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
558 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
559 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
560 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
561 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
562 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
563 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
564 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
565 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
566 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
569 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
570 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
571 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
572 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
573 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
574 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
575 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
576 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
579 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
580 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
581 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
582 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
583 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
584 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
585 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
586 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
587 esegue (\texttt{\small 41}).
589 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
590 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
591 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
592 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
593 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
594 tutti i blocchi vengono rilasciati.
596 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
597 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
598 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
601 \begin{minipage}[c]{12cm}
603 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
606 \end{minipage}\vspace{1mm}
608 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
609 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
610 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
611 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
612 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
613 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
616 \begin{minipage}[c]{12cm}
618 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
619 Failed lock: Resource temporarily unavailable
621 \end{minipage}\vspace{1mm}
623 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
624 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
625 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
626 del file con il comando:
629 \begin{minipage}[c]{12cm}
631 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
632 Failed lock: Resource temporarily unavailable
634 \end{minipage}\vspace{1mm}
636 se invece blocchiamo una regione con:
639 \begin{minipage}[c]{12cm}
641 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
644 \end{minipage}\vspace{1mm}
646 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
647 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
648 regioni si sovrappongono avremo che:
651 \begin{minipage}[c]{12cm}
653 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
654 Failed lock: Resource temporarily unavailable
656 \end{minipage}\vspace{1mm}
658 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
662 \begin{minipage}[c]{12cm}
664 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
667 \end{minipage}\vspace{1mm}
669 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
670 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
673 \begin{minipage}[c]{12cm}
675 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
676 Failed lock: Resource temporarily unavailable
678 \end{minipage}\vspace{1mm}
680 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
682 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
683 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
684 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
688 \begin{minipage}[c]{12cm}
690 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
692 \end{minipage}\vspace{1mm}
694 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
695 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
696 essere acquisito otterremo:
699 \begin{minipage}[c]{12cm}
701 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
703 \end{minipage}\vspace{1mm}
705 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
706 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
707 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
708 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
711 \begin{minipage}[c]{12cm}
713 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
716 \end{minipage}\vspace{3mm}
719 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
720 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
721 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
722 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
726 \begin{minipage}[c]{12cm}
728 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
731 \end{minipage}\vspace{1mm}
733 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
734 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
735 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
736 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
740 \subsection{La funzione \func{lockf}}
741 \label{sec:file_lockf}
743 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
744 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
745 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
746 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
747 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
748 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
750 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
752 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
753 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
755 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
756 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
757 file è mappato in memoria.
758 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
759 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
760 dei \textit{file lock}.
762 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
766 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
767 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
768 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
773 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
775 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
778 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
779 mantenere un blocco condiviso sullo stesso file.\\
780 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
781 alla volta può mantenere un blocco esclusivo su un file.\\
782 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
783 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il blocco non è disponibile,
784 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
785 con un OR aritmetico dei valori.\\
788 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
789 \label{tab:file_lockf_type}
792 Qualora il blocco non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
793 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
794 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
795 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
796 affatto equivalente a \func{flock}).
800 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
801 \label{sec:file_mand_locking}
803 \itindbeg{mandatory~locking}
805 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
806 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
807 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
808 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
809 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
810 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
812 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
813 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
814 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
815 utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene eseguito un
816 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
817 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
818 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
819 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
820 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
821 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
822 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
823 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
824 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
825 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
828 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
829 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
830 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
831 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
832 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
833 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
834 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
835 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
836 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
837 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
838 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
839 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}), o con l'opzione
840 \code{-o mand} per il comando omonimo).
842 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
843 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
844 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
845 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
848 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
849 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
850 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
851 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
852 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
853 direttamente il \textit{file locking}.
855 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
856 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
857 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
858 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
861 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
862 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
863 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
864 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
865 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
867 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
868 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
869 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
870 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
871 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
872 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
873 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
874 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
875 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
877 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
878 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
879 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso
880 infatti, quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si
881 ha un accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia
882 impossibile eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
883 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
884 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
885 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
886 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
887 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
888 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
889 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
890 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
891 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
892 possibilità di modificare il file.
894 \itindend{file~locking}
896 \itindend{mandatory~locking}
899 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
900 \label{sec:file_multiplexing}
903 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
904 su molti file usando le funzioni illustrate in
905 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
906 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
907 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
908 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
909 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
913 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
914 \label{sec:file_noblocking}
916 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
917 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
918 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
919 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
920 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
921 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
922 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
923 descrittore su cui si sta operando.
925 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
926 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
927 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
928 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
929 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
930 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
931 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
932 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
933 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
934 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
935 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
936 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
938 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
939 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
940 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
941 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
942 di input/output eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano
943 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
944 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
945 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
946 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
947 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
948 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle system call che
949 nella gran parte dei casi falliranno.
951 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
952 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
953 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
954 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
955 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
956 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
958 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
959 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
960 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
961 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
962 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
963 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
966 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
967 \label{sec:file_select}
969 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
970 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
971 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
972 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
973 \funcd{select}, il cui prototipo è:
975 \headdecl{sys/time.h}
976 \headdecl{sys/types.h}
978 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
979 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
981 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
984 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
985 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
986 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
988 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
990 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
991 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
992 o un valore non valido per \param{timeout}.
994 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
998 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
999 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1000 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1001 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1004 \itindbeg{file~descriptor~set}
1006 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1007 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1008 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1009 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1010 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1011 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1012 opportune macro di preprocessore:
1014 \headdecl{sys/time.h}
1015 \headdecl{sys/types.h}
1017 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1018 Inizializza l'insieme (vuoto).
1020 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1021 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1023 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1024 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1026 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1027 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1030 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1031 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1032 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1033 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1034 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1035 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1036 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1037 1003.1-2001, è definito in \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1039 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1040 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1041 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1042 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1043 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1045 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1046 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1047 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1048 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1049 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1050 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1051 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1052 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1053 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1054 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1055 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1056 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1057 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1059 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1060 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1061 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1062 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1063 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1064 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1065 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1066 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1067 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1068 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1071 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1072 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1073 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1074 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1075 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1076 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1078 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1079 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1080 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1081 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1082 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1083 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1084 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1085 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1086 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1089 \itindend{file~descriptor~set}
1091 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1092 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1093 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1094 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1095 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1096 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1097 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1098 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1100 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1101 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1102 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1103 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1104 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1105 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1106 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1107 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1108 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1109 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1110 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1112 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1113 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1114 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1115 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1116 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1117 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1118 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1120 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1121 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1122 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1123 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1124 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1125 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1127 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1128 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1129 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1130 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1131 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1132 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1133 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1134 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1135 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1136 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1137 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1138 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1139 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1140 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1141 \begin{prototype}{sys/select.h}
1142 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1143 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1145 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1148 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1149 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1150 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1152 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1154 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1155 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1156 o un valore non valido per \param{timeout}.
1158 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1161 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1162 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1163 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1164 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
1165 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
1166 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
1167 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
1168 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
1169 \param{sigmask} che è il puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali}
1170 maschera di segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera
1171 corrente viene sostituita da questa immediatamente prima di eseguire l'attesa,
1172 e ripristinata al ritorno della funzione.
1174 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1175 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1176 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1177 utilizzare il gestore per impostare una \index{variabili!globali} variabile
1178 globale e controllare questa nel corpo principale del programma; abbiamo visto
1179 in sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili
1180 \itindex{race~condition} \textit{race condition}, per cui diventa essenziale
1181 utilizzare \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima
1182 di eseguire il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative
1183 operazioni, onde evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il
1184 controllo, che andrebbe perso.
1186 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1187 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1188 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1189 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1190 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1191 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1192 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1193 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1194 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1196 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1197 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1198 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1199 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
1200 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
1201 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1202 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
1203 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
1204 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
1205 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
1206 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
1207 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
1208 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
1209 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
1210 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1211 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1212 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1213 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1214 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1217 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1218 \label{sec:file_poll}
1220 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1221 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1222 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1223 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1224 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1226 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1227 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1229 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1232 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1233 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1234 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1236 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1238 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1239 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1240 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1242 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1245 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1246 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1247 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1248 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1249 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1250 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1251 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1252 \textsl{non-bloccante}).
1254 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1255 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1256 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1257 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1258 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1259 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1260 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1261 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1262 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1263 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1264 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1265 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1267 \begin{figure}[!htb]
1268 \footnotesize \centering
1269 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1270 \includestruct{listati/pollfd.h}
1273 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1274 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1275 \label{fig:file_pollfd}
1278 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1279 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1280 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1281 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1282 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1283 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1284 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1289 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1291 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1294 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1295 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1296 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1297 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1300 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1301 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1302 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1304 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1305 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1306 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1307 socket.\footnotemark\\
1308 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1310 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1313 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1314 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1315 \label{tab:file_pollfd_flags}
1318 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1319 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1320 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1321 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1322 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1323 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1325 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1326 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1327 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1328 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1329 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1330 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1331 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1332 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1333 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1334 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1335 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1337 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1338 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1339 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1340 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1341 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1342 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1343 file, definirla soltanto prima di includere \headfile{sys/poll.h} non è
1346 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1347 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1348 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1349 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1350 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1351 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1352 tramite \var{errno}.
1354 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1355 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1356 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1357 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1358 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1359 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1360 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1361 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1362 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1363 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1366 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1367 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1368 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1369 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1370 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1373 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1374 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1375 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1376 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1377 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1379 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1380 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1381 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1382 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1384 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1385 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1386 const sigset\_t *sigmask)}
1388 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1391 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1392 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1393 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1395 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1397 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1398 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1399 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1401 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1404 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1405 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1406 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1407 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1408 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1409 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1410 del seguente codice:
1411 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1413 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1414 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1415 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1416 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1417 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1418 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1419 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1420 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1421 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1425 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1426 \label{sec:file_epoll}
1430 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1431 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1432 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1433 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1434 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1435 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1436 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1437 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1438 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1440 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1441 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1442 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1443 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1444 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1445 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1446 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1447 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1448 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1449 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1450 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1452 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1453 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1454 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1455 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1456 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1457 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1458 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1459 presentano attività.
1461 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1462 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1463 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1464 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1465 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1466 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1467 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1468 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1469 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1470 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1471 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1472 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1475 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1476 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1477 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1478 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1479 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1480 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1481 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1482 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1483 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1485 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1486 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1487 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1488 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1489 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1490 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1491 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1492 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1493 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1494 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1495 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1497 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1498 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1499 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1500 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1501 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1502 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1503 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1504 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1505 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1506 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1509 \headdecl{sys/epoll.h}
1511 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1512 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1514 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1516 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1517 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1518 assumerà uno dei valori:
1520 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1521 positivo o non valido per \param{flags}.
1522 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1524 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1525 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1526 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1527 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1533 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1534 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1535 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1536 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1537 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1538 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1539 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1540 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1541 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1542 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1543 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1545 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1546 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1547 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1548 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1549 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1550 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1551 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1552 \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1553 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1555 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1556 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1557 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1558 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1559 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1560 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1562 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1564 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1565 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1567 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1569 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1570 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1571 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1572 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1573 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1574 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1575 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1576 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1577 l'operazione richiesta.
1578 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1579 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1580 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1581 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1586 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1587 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1588 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1589 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1590 delle operazioni cui fanno riferimento.
1595 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1597 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1600 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1601 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1602 controllati tramite \param{epfd}, in
1603 \param{event} devono essere specificate le
1604 modalità di osservazione.\\
1605 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1606 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1608 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1609 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1612 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1613 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1614 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1617 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1618 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1619 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1620 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1621 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1622 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1624 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1625 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1626 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1627 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1628 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1629 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1630 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1631 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1632 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1635 \begin{figure}[!htb]
1636 \footnotesize \centering
1637 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1638 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1641 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1642 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1644 \label{fig:epoll_event}
1647 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1648 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1649 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1650 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1651 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1653 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1654 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1655 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1656 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1657 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1658 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1659 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1660 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1661 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1662 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1663 identificazione del file descriptor.
1668 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1670 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1673 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1674 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1675 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1676 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1677 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1678 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1679 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1681 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1682 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1683 disponibili in lettura (analogo di
1684 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1685 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1687 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1688 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1689 viene comunque riportata in uscita, e non è
1690 necessaria impostarla in ingresso.\\
1691 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1692 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1693 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1694 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1695 triggered} per il file descriptor associato.\\
1696 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1697 descriptor associato.\footnotemark\\
1700 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1701 \struct{epoll\_event}.}
1702 \label{tab:epoll_events}
1705 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1706 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1707 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1709 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1712 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1713 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1714 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1715 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1716 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1717 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1718 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1719 funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1720 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1721 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1722 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1725 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1727 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1728 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1729 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1730 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1731 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1732 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1733 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1735 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1736 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1737 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1738 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1739 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1741 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1742 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1743 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1744 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1745 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1746 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1747 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1748 logica \textit{edge triggered}.}
1750 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1751 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1752 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1753 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1754 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1755 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1756 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1757 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1759 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1760 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1761 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1762 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1763 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1766 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1768 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1769 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1770 assumerà uno dei valori:
1772 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1773 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1774 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1775 della scadenza di \param{timeout}.
1776 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1777 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1782 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1783 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1784 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1785 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1786 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1787 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1788 con l'argomento \param{maxevents}.
1790 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1791 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1792 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1793 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1794 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1795 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1798 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1799 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1800 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1801 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1802 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1803 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1804 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1805 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1806 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1808 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1809 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1810 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1811 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1812 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1813 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1814 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1815 luce delle modifiche.
1817 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1818 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1819 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1820 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1821 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1822 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1823 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1824 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1825 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1826 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1828 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1829 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1830 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1831 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1832 che consenta di reimpostare all'uscita una \index{maschera~dei~segnali}
1833 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1834 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}; in questo caso la
1835 funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata
1836 introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di
1837 \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1838 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1839 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1840 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1842 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1845 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1846 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1847 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1851 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1852 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1853 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1854 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1855 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1856 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1858 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1859 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1860 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1861 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1862 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1863 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1864 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1869 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1870 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1872 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1873 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1874 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1875 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1876 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1877 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1878 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1880 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1881 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1882 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1883 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1884 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1885 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1886 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1887 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1888 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1889 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1891 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1892 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1893 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1894 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1895 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1896 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1897 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1898 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1899 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1900 \index{system~call~lente} system call lente che vengono interrotte e devono
1903 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1904 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1905 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1906 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1907 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1908 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1909 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1910 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1911 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
1912 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1913 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1914 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1916 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1917 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
1918 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1919 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1920 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1921 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1922 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1924 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1925 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1926 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1927 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1928 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
1929 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
1930 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1931 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
1932 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
1934 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1935 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è
1936 l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono infatti due
1937 versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
1938 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1939 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
1940 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
1941 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
1942 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
1943 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
1944 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
1945 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1946 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1948 Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.
1950 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1951 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1954 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1955 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1956 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1957 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1958 descriptor di \func{signalfd}.
1959 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1960 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
1963 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
1967 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
1968 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
1969 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
1970 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
1971 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
1972 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
1973 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
1974 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
1975 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
1977 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
1978 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
1979 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
1980 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
1981 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
1982 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
1983 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
1984 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
1985 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
1987 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
1988 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
1989 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
1990 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
1991 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
1992 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.} L'argomento deve essere
1993 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
1994 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
1999 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2001 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2004 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2005 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2006 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2007 chiusura automatica del file descriptor nella
2008 esecuzione di \func{exec}.\\
2011 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2012 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2013 \label{tab:signalfd_flags}
2016 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2017 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2018 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2019 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2020 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2021 installato in precedenza).\footnote{il blocco non ha invece nessun effetto sul
2022 file descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile
2023 pertanto ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.}
2024 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2025 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2026 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2027 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2028 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2030 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2031 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2032 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2033 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2034 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2036 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2037 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2038 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2039 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2040 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2041 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2042 soltanto una volta.\footnote{questo significa che tutti i file descriptor su
2043 cui è presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le
2044 funzioni di \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su
2045 uno di essi il segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non
2046 saranno più disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una
2047 ulteriore occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.}
2049 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2050 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2051 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2052 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2053 imposto con \func{sigprocmask}.
2055 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2056 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2057 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2058 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2059 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2060 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2061 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2062 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2063 pendenti attraverso una \func{exec}.
2065 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2066 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2067 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2068 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2069 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2070 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2071 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2072 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2074 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2075 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2076 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2077 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2078 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2079 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2080 successivo con \func{fcntl}.
2082 \begin{figure}[!htb]
2083 \footnotesize \centering
2084 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2085 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2088 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2089 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2090 \label{fig:signalfd_siginfo}
2093 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2094 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2095 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2096 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2097 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2098 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2099 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2100 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2101 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2103 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2104 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2105 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2106 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2107 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2108 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2109 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2110 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2112 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2113 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2114 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2115 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2116 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2117 \texttt{FifoReporter.c}).
2119 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2120 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2121 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2122 (\texttt{\small 12--16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2123 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2124 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2127 \begin{figure}[!htbp]
2128 \footnotesize \centering
2129 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2130 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2133 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2134 \file{FifoReporter.c}.}
2135 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2138 Il primo passo (\texttt{\small 19--20}) è la crezione di un file descriptor
2139 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2140 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2141 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2142 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2143 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22--25})
2144 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2145 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2146 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28--29}) di
2147 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2148 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30--33}) dovrà essere aggiunto con
2149 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2151 Occorrerà infine (\texttt{\small 35--38}) creare la \textit{named fifo} se
2152 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39--40}); una
2153 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2154 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2155 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2158 \begin{figure}[!htbp]
2159 \footnotesize \centering
2160 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2161 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2164 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2165 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2168 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2169 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2--45}) che si è riportato in
2170 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2171 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2172 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2--3}) la presenza di un file
2173 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait},\footnote{si ricordi che
2174 entrambi i file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in
2175 osservazioni per eventi di tipo \const{EPOLLIN}.} che si bloccherà fintanto
2176 che non siano stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un
2177 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2178 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2179 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2180 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2183 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2184 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2185 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5--44}) sul numero
2186 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2187 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2188 del file descriptor riconosciuto come pronto.\footnote{controllando cioè a
2189 quale dei due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2190 \var{events[i].data.fd}.}
2192 Il primo condizionale (\texttt{\small 6--24}) è relativo al caso che si sia
2193 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2194 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2195 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2196 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2197 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8--24}) che prosegue fintanto che vi
2198 siano dati da leggere.
2200 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9--14}) se il valore di
2201 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2202 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2203 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2204 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati.\footnote{si ricordi come
2205 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2206 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2207 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non
2208 vi saranno più dati da leggere.}
2210 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2211 (\texttt{\small 19--20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2212 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf}\footnote{per la
2213 stampa si è usato il vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale
2214 corrisponde il nome del segnale avente il numero corrispondente, la cui
2215 definizione si è omessa dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init}
2216 per brevità.} ed il \textit{pid} del processo da cui lo ha ricevuto; inoltre
2217 (\texttt{\small 21--24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2218 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2219 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2222 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26--39}) è invece relativo al caso in
2223 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2224 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2225 letture in un ciclo (\texttt{\small 28--39}) ripetendole fin tanto che la
2226 funzione \func{read} non resituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2227 (\texttt{\small 29--35}).\footnote{il procedimento è lo stesso adottato per il
2228 file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso
2229 di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si
2230 stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.} Se invece vi
2231 sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small 36}) una
2232 terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto (\texttt{\small
2233 37--38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2234 (\texttt{\small 40--44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2235 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2236 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2238 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2239 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2240 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2242 piccardi@hain:~/gapil/sources$ ./a.out
2243 FifoReporter starting, pid 4568
2246 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2248 root@hain:~# echo prova > /tmp/reporter.fifo
2256 mentre inviando un segnale:
2258 root@hain:~# kill 4568
2266 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2273 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2282 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2283 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2284 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2285 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2286 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2287 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2288 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2289 timer.\footnote{in realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd}
2290 per ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia
2291 semplifica notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola
2292 \textit{system call}.}
2294 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2295 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2296 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2297 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2298 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2299 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2300 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2301 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2302 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione prevista, quella che
2303 consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui prototipo è:
2304 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2305 {int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2307 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2309 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2310 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2313 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2314 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2315 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2316 precedenti il 2.6.27.
2317 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2318 descriptor di \func{signalfd}.
2319 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2320 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
2323 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2327 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2328 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2329 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2330 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2331 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2332 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2333 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2334 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2335 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2336 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2337 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2342 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2344 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2347 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2348 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2349 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2350 chiusura automatica del file descriptor nella
2351 esecuzione di \func{exec}.\\
2354 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2355 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2357 \label{tab:timerfd_flags}
2360 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2361 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2362 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2363 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec},\footnote{a
2364 meno che non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2365 \const{TFD\_CLOEXEC}.} e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2366 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2367 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2368 timer impostati con le funzioni ordinarie.\footnote{si ricordi infatti che,
2369 come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali
2370 pendenti nel padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.}
2372 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2373 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2374 periodicità di ripetizione, per farlo si usa la funzione omologa di
2375 \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2376 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2377 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2378 {int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2379 const struct itimerspec *new\_value,
2380 struct itimerspec *old\_value)}
2382 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2384 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2385 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2388 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2390 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2391 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2392 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2393 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2399 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2400 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2401 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2402 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2403 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2404 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2406 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2407 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2408 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2409 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2410 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2411 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2412 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2413 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2414 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2415 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2416 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2418 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2419 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2420 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2421 {int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2423 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2425 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2426 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2429 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2431 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2432 con \func{timerfd\_create}.
2433 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2442 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2443 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2445 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2446 dalla ultima impostazione
2449 usato per leggere le notifiche delle scadenze dei timer. Queste possono essere
2450 ottenute leggendo in maniera ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2455 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2456 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2457 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2458 % http://lwn.net/Articles/245533/
2459 % http://lwn.net/Articles/267331/
2462 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2463 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2465 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2466 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2467 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2468 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2469 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2470 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2471 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2472 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2473 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2474 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2475 operazioni di I/O volute.
2478 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2479 \label{sec:file_signal_driven_io}
2481 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2483 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2484 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2485 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2486 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2487 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2488 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2489 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2490 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2491 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2492 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2493 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2494 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2497 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2498 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2499 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2500 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2501 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2502 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2503 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2504 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2505 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2506 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2507 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2510 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2512 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2513 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2514 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2515 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2516 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2517 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2518 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2519 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2520 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2521 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2524 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2525 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2526 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2527 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2528 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2529 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2530 verrebbero notificati una volta sola.
2532 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2533 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2534 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2535 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2536 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2537 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2538 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2540 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2541 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2542 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2543 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2544 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2545 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2546 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2547 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2548 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2550 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2551 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2552 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2553 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2554 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2555 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2556 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2559 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2560 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2561 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2562 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2563 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2564 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2565 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2566 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2567 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2568 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2570 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2572 \itindend{signal~driven~I/O}
2576 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2577 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2579 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2580 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2581 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2582 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2583 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2584 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2585 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2586 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2587 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2588 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2589 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2590 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2591 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2594 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2595 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2596 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2597 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2598 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2599 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2600 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2601 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2602 nessuna funzionalità di notifica.
2604 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2605 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2606 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2607 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2608 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2609 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2610 \itindex{polling} \textit{polling}.
2612 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2613 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2614 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2615 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2616 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2617 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2618 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2620 \itindbeg{file~lease}
2622 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2623 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2624 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2625 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2626 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2628 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2629 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2630 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2631 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2632 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2633 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2634 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2635 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2636 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2637 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2639 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2640 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2641 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2642 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2643 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2644 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2646 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2647 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2648 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2649 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2650 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2651 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2652 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2653 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2658 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2660 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2663 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2664 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2665 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2668 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2669 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2670 \const{F\_GETLEASE}.}
2671 \label{tab:file_lease_fctnl}
2674 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2675 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2676 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2677 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2678 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2679 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2681 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2682 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2683 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2684 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2685 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2686 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2687 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2688 \textit{lease} su qualunque file.
2690 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2691 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2692 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2693 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2694 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2695 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2696 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2697 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2698 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2699 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2700 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2701 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2702 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2703 operazioni di lettura e scrittura.
2705 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2706 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2707 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2708 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2709 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2710 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2711 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2712 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2713 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2714 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2717 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2718 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2719 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2720 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2721 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2722 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2723 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2724 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2725 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2727 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2728 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2729 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2730 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2731 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2732 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2733 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2734 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2735 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2739 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2740 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2741 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2742 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2743 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2744 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2745 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2746 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2747 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2748 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2749 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2750 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2751 \struct{siginfo\_t}.
2753 \itindend{file~lease}
2758 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2760 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2763 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2764 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2765 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2766 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2767 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2768 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2769 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2770 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2771 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2773 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2774 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2775 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2776 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2777 directory (con \func{rename}).\\
2778 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2779 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2781 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2785 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2786 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2787 \label{tab:file_notify}
2790 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2791 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2792 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2793 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2794 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2795 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2796 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2798 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2799 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2800 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2801 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2802 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2803 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2804 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2805 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2806 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2807 specificare un valore nullo.
2811 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2812 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2813 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2814 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2815 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2816 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2817 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2819 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2820 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2821 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2822 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2823 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2824 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2825 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2826 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2827 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2831 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2832 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2833 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2834 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2835 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2836 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2837 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2838 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2839 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2841 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2842 {int inotify\_init(void)}
2844 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2846 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2847 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2849 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2850 \textit{inotify} consentite all'utente.
2851 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2853 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2859 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2860 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2861 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2862 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2863 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2864 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2865 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2866 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2867 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2868 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2869 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2870 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2871 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2872 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2873 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2875 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2876 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2877 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2878 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2879 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
2880 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
2881 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
2882 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
2883 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
2884 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
2885 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
2886 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
2887 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
2889 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2890 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2891 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2892 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2893 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2894 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2895 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2896 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2897 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2899 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2901 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2902 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2904 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2905 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2906 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2907 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2908 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2910 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2913 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2914 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2915 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2916 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2917 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2918 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2919 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2920 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2921 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2922 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2923 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2924 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2925 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2926 un solo file descriptor.
2928 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2929 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2930 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2931 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2932 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2933 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2934 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2935 flag della prima parte.
2940 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2942 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2945 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2947 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2948 dell'inode (o sugli attributi
2950 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2951 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2953 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2955 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2956 directory in una directory sotto
2958 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2959 directory in una directory sotto
2961 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2962 directory) sotto osservazione.\\
2963 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2964 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2965 directory) sotto osservazione.\\
2966 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2967 directory sotto osservazione.\\
2968 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2969 directory sotto osservazione.\\
2970 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2972 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2973 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2974 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2975 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2976 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2977 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2978 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2982 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2983 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2984 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2985 \label{tab:inotify_event_watch}
2988 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2989 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2990 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2991 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2992 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2993 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2994 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
2995 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
2996 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3001 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3003 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3006 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3008 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3009 nell'argomento \param{mask}, invece di
3011 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3012 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3014 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3015 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3016 quelli per i file che contiene.\\
3019 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3020 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3021 modalità di osservazione.}
3022 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3025 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3026 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3027 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3028 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3029 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3031 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3032 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3033 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3034 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3035 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3036 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3037 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3038 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3039 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3041 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3042 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3043 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3044 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3045 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3046 sarà più notificato.
3048 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3049 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3050 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3051 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3052 la eventuale rimozione dello stesso.
3054 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3055 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3057 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3058 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3060 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3062 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3063 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3065 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3067 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3068 non è associato ad una coda di notifica.
3073 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3074 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3075 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3076 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3077 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3078 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3079 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3080 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3081 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3082 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3083 \func{inotify\_rm\_watch}.
3085 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3086 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3087 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3088 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3089 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3090 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3091 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3092 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3094 \begin{figure}[!htb]
3095 \footnotesize \centering
3096 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3097 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3100 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3101 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3102 \label{fig:inotify_event}
3105 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3106 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3107 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3108 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3109 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3110 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3111 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3112 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3113 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3114 il numero di file che sono cambiati.
3116 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3117 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3118 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3119 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3120 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3121 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3122 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3123 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3124 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3125 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3126 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3131 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3133 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3136 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3137 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3138 che in maniera implicita per la rimozione
3139 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3140 filesystem su cui questo si trova.\\
3141 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3142 (consente così di distinguere, quando si pone
3143 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3144 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3146 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3147 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3148 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3149 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3150 osservazione è stato smontato.\\
3153 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3154 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3155 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3158 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3159 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3160 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3161 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3162 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3163 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3165 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3166 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3167 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3168 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3169 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3171 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3172 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3173 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3174 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3175 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3176 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3177 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3178 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3179 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3180 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3181 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3182 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3184 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3185 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3186 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3187 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3188 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3189 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3191 \begin{figure}[!htbp]
3192 \footnotesize \centering
3193 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3194 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3197 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3198 \label{fig:inotify_monitor_example}
3201 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3202 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
3203 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3204 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3205 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3206 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3209 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
3210 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3211 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3212 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3213 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3214 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3215 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3216 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3217 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3218 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3220 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3221 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3222 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3223 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3224 si saranno verificati eventi.
3226 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3227 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3228 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3229 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3230 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3231 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3232 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
3233 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
3234 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
3237 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3238 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3239 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3240 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3241 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3242 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3243 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3244 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3245 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3246 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3247 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3248 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3250 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3251 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
3252 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3253 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3254 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3255 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3256 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3257 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3258 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3259 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3260 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3261 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3262 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3263 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3265 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3266 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3269 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
3271 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3274 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3278 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3279 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3280 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3281 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3282 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3283 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3284 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3285 tale evenienza non si verificherà mai.
3287 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3288 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3289 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3290 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3291 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3292 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3293 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3294 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3295 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3296 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3297 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3298 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3299 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3300 chiamata di \func{read}.
3302 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3303 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3304 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3305 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3306 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3307 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3308 raggruppati in un solo evento.
3312 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3313 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3316 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3317 \label{sec:file_asyncronous_io}
3319 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3320 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3323 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3324 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3325 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3326 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3327 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3328 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3329 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3331 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3332 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3333 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
3334 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
3335 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
3336 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
3337 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
3338 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3341 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3342 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3343 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3344 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3345 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3346 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3347 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3350 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3351 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3352 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3353 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3354 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3355 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3356 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3358 \begin{figure}[!htb]
3359 \footnotesize \centering
3360 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3361 \includestruct{listati/aiocb.h}
3364 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3366 \label{fig:file_aiocb}
3369 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3370 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3371 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3372 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3373 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3374 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3375 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3376 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3377 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3378 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3379 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3380 del blocco di dati da trasferire.
3382 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3383 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3384 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3385 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3386 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3387 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3388 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3389 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3390 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3391 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3392 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3394 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3395 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3396 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3397 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3398 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3400 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3401 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3402 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3403 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3407 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3408 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3410 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3411 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3414 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3415 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3417 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3418 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3419 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3420 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3421 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3426 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3427 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3428 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3429 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3430 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3431 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3432 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3433 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3436 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3437 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3438 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3439 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3440 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3441 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3442 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3443 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3444 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3446 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3447 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3448 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3449 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3450 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3451 errore; il suo prototipo è:
3452 \begin{prototype}{aio.h}
3453 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3455 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3458 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3459 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3463 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3464 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3465 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3466 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3467 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3468 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3469 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3470 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
3473 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3474 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3475 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3476 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3478 \begin{prototype}{aio.h}
3479 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3481 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3484 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3488 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3489 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3490 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3491 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3492 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3494 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3495 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
3496 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
3497 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
3498 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3501 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3502 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3503 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3504 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3506 \begin{prototype}{aio.h}
3507 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3509 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3511 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3512 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3513 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3516 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3517 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3518 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3519 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3520 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3521 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3522 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3523 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3525 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3526 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3527 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3528 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3529 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3531 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3532 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3533 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3534 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3536 \begin{prototype}{aio.h}
3537 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3539 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3542 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3543 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3544 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3548 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3549 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3550 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3551 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3552 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3553 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3554 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3555 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3556 \headfile{aio.h}) sono tre:
3557 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3558 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3559 cancellazione sono state già completate,
3561 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3564 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3565 corso e non sono state cancellate.
3568 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3569 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3570 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3571 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3572 del loro avvenuto completamento.
3574 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3575 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3576 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3577 specifica operazione; il suo prototipo è:
3578 \begin{prototype}{aio.h}
3579 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3582 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3583 operazioni specificate da \param{list}.
3585 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3586 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3589 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3591 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3592 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3597 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3598 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3599 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3600 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3601 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3602 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3603 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3604 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3605 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3607 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3608 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3609 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3610 \begin{prototype}{aio.h}
3611 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3614 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3615 secondo la modalità \param{mode}.
3617 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3618 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3620 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3622 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3623 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3624 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3625 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3626 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3631 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3632 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3633 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3634 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3635 che può prendere i valori:
3636 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3637 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3638 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3639 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3641 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3642 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3643 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3644 quelle non completate.
3646 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3647 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3648 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3649 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3650 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3651 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3652 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3655 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3656 \label{sec:file_advanced_io}
3658 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3659 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3660 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3661 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3662 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3663 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3667 \subsection{File mappati in memoria}
3668 \label{sec:file_memory_map}
3670 \itindbeg{memory~mapping}
3671 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3672 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3673 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3674 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3675 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3676 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3680 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3681 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3682 mappatura in memoria di un file.}
3683 \label{fig:file_mmap_layout}
3686 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3687 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3688 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3689 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3690 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3691 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3692 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3693 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3694 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3695 \textsl{memoria mappata su file}.
3697 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3698 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3699 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3700 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3701 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3702 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3705 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3706 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3707 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3708 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3709 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3710 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3713 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3714 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3715 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3716 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3717 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3719 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3720 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3721 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3726 \headdecl{sys/mman.h}
3728 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3731 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3733 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3734 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3735 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3737 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3738 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3739 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3740 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3741 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3742 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3743 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3744 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3745 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3746 dimensione delle pagine).
3747 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3748 \param{fd} è aperto in scrittura.
3749 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3750 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3751 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3752 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3753 numero di mappature possibili.
3754 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3756 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3757 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3758 l'opzione \texttt{noexec}.
3759 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3760 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3765 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3766 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3767 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3768 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3773 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3775 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3778 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3779 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3780 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3781 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3784 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3785 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3786 \label{tab:file_mmap_prot}
3789 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3790 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3791 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3792 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3793 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3794 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3795 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3796 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3797 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3798 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3799 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3800 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3802 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3803 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3804 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3805 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3806 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3807 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3812 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3814 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3817 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3818 da \param{start}, se questo non può essere usato
3819 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3820 valore di \param{start} deve essere allineato
3821 alle dimensioni di una pagina.\\
3822 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3823 riportati sul file e saranno immediatamente
3824 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3825 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3826 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3827 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3828 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3829 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3830 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3831 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3832 privata cui solo il processo chiamante ha
3833 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3834 il meccanismo del \textit{copy on
3835 write} \itindex{copy~on~write} e
3836 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3837 specificato se i cambiamenti sul file originale
3838 vengano riportati sulla regione
3839 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3840 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3841 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3842 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3843 scrittura sul file dovevano fallire con
3844 \errcode{ETXTBSY}).\\
3845 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3846 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3847 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3848 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3850 modifiche fatte alla regione mappata, in
3851 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3852 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3853 un \signal{SIGSEGV}.\\
3854 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3856 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3857 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3858 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3859 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3860 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3861 ignorati.\footnotemark\\
3862 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3863 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3864 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3865 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3866 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3867 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3868 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3869 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3870 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3871 necessarie alla mappatura.\\
3872 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3873 non causa I/O.\footnotemark\\
3874 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3875 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3879 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3880 \label{tab:file_mmap_flag}
3883 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3886 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3887 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3888 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3889 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3891 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3892 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3893 parleremo più avanti.}
3895 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3896 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3897 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3898 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3899 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3900 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
3901 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3904 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3905 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3906 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3907 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3908 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3909 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3910 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3911 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3913 \begin{figure}[!htb]
3915 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3916 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3917 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3918 \label{fig:file_mmap_boundary}
3921 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3922 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3923 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3924 bordo della pagina successiva.
3926 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3927 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
3928 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3929 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3930 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3933 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3934 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3935 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3936 quella della mappatura in memoria.
3938 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3939 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3940 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3941 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
3942 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3944 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3945 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3946 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3947 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3948 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3949 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3950 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3951 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3952 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3953 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3957 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3958 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3959 alla lunghezza richiesta.}
3960 \label{fig:file_mmap_exceed}
3963 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3964 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3965 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3966 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3967 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3968 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3969 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3970 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3973 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3974 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3975 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3976 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3977 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3978 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3979 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3980 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3981 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3983 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3984 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
3985 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3986 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
3987 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
3988 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
3989 sistema della memoria virtuale.
3991 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3992 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3993 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3994 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
3995 del contenuto della memoria su cui è mappato.
3997 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
3998 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
3999 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4000 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4001 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4002 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4005 \headdecl{sys/mman.h}
4007 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4009 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4011 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4012 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4014 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4015 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4017 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4018 precedentemente mappata.
4023 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4024 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4025 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4026 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4027 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4028 del file aggiornato.
4034 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4036 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4039 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4040 quando questa è stata completata.\\
4041 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4042 non attendendo che questa sia finita.\\
4043 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4044 in memoria così da rendere necessaria una
4045 rilettura immediata delle stesse.\\
4048 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4049 \label{tab:file_mmap_msync}
4052 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4053 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4054 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4055 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4056 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4057 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4058 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4059 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4060 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4062 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4063 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4066 \headdecl{sys/mman.h}
4068 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4070 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4072 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4073 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4075 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4076 precedentemente mappata.
4081 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4082 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4083 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4084 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4085 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4086 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4087 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4088 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4089 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4091 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4092 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4093 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4094 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4095 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4097 % \headdecl{unistd.h}
4098 \headdecl{sys/mman.h}
4100 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4102 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4105 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4106 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4108 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4109 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4110 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4111 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4112 ha solo accesso in lettura.
4113 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4114 % necessarie all'interno del kernel.
4115 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4118 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4123 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4124 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4125 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4126 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4127 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4128 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4130 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4131 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4132 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4133 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4136 \headdecl{sys/mman.h}
4138 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4139 new\_size, unsigned long flags)}
4141 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4143 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4144 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4145 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4148 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4150 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4151 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4152 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4153 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4154 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4155 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4156 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4162 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4163 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4164 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4165 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4166 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4167 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4168 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4169 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4170 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4171 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4172 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4173 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4175 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4176 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4177 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4178 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4179 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4180 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4181 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4183 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4184 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4185 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4186 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4187 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4188 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4190 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4191 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4192 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4193 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4194 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4195 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4196 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4197 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4198 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4199 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4200 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4202 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4203 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4204 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4205 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4206 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4207 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4208 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4209 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4210 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4211 \textit{memory mapping}.
4213 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4214 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4215 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4216 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4217 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4218 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4219 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4220 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4222 \headdecl{sys/mman.h}
4224 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4225 ssize\_t pgoff, int flags)}
4227 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4229 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4230 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4232 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4233 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4234 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4239 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4240 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4241 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4242 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4243 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4244 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4247 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4248 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4249 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4250 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4251 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4252 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4253 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4254 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4256 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4257 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4258 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4259 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4260 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4261 \textit{memory mapping}.
4263 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4264 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4265 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4266 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4267 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4268 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4269 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4270 interessate dal \textit{memory mapping}.
4272 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4273 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4274 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4275 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4276 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4277 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4278 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4279 \const{MAP\_POPULATE}.
4281 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4282 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4283 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4284 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4285 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4286 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4287 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4289 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4290 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4291 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4292 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4293 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4294 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4296 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4297 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4298 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4299 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4300 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4301 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4303 \headdecl{sys/mman.h}
4305 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4307 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4309 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4310 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4312 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4313 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4314 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4315 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4316 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4317 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4318 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4319 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4320 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4321 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4324 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4328 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4329 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4330 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4331 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4332 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4333 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4334 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4335 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4336 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4337 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4338 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4339 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4344 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4346 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4349 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4350 di default usato quando non si è chiamato
4352 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4353 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4354 anticipata con il meccanismo del
4355 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4356 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4357 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4358 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4359 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4360 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4361 scartare immediatamente le pagine una volta che
4362 queste siano state lette.\\
4363 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4364 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4365 deve essere incentivata.\\
4366 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4367 futuro, pertanto le pagine possono essere
4368 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4369 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4370 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4371 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4373 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4374 relativo supporto sottostante; è supportato
4375 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4376 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4377 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4378 ereditato dal processo figlio dopo una
4379 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4380 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4381 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4382 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4383 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4384 causare problemi per l'hardware che esegue
4385 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4386 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4387 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4388 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4389 principalmente ad uso dei sistemi di
4390 virtualizzazione).\footnotemark\\
4393 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4394 \label{tab:madvise_advice_values}
4397 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4400 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4401 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4402 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4403 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4404 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4405 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4406 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4407 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4408 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4409 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4411 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4412 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4413 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4414 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4415 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4416 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4417 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4418 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4419 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4421 \itindend{memory~mapping}
4424 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4425 \label{sec:file_multiple_io}
4427 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4428 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4429 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4430 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4431 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4432 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4433 contare sulla atomicità delle operazioni.
4435 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove system call
4436 che permettessero di effettuare con una sola chiamata una serie di letture o
4437 scritture su una serie di buffer, con quello che viene normalmente chiamato
4438 \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono \funcd{readv} e
4439 \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese da BSD4.4, esse
4440 sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i relativi prototipi
4443 \headdecl{sys/uio.h}
4445 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4446 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4448 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4450 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4451 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4452 assumerà uno dei valori:
4454 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4455 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4456 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4457 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4458 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4459 non ci sono dati in lettura.
4460 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4462 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4463 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4464 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4465 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4468 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4469 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4470 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4471 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4472 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4474 \begin{figure}[!htb]
4475 \footnotesize \centering
4476 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4477 \includestruct{listati/iovec.h}
4480 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4482 \label{fig:file_iovec}
4485 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4486 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4487 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4488 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4489 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4490 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4491 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4492 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4493 specificati nel vettore \param{vector}.
4495 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4496 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4497 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4498 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4499 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4500 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4501 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4502 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4504 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4505 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
4506 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
4507 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
4508 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4509 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4510 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4512 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4513 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4514 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4515 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4516 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4517 corrispondenti a quanto aspettato.
4519 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4520 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4521 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4522 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4523 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4524 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4525 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4526 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4527 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4528 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4529 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4530 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4531 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4533 \headdecl{sys/uio.h}
4535 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4537 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4540 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4543 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4544 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4545 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4546 per \var{errno} anche i valori:
4548 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4549 usato come \type{off\_t}.
4550 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4555 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4556 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4557 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4558 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4559 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4560 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4562 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4563 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4564 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4565 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4566 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4567 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4571 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4573 \label{sec:file_sendfile_splice}
4575 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4576 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4577 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4578 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4580 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4581 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4582 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4583 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4584 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4585 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4586 questo tipo di situazioni.
4588 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4589 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4590 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4591 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4592 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4593 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4594 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4595 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4596 di \funcd{sendfile} è:
4598 \headdecl{sys/sendfile.h}
4600 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4603 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4605 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4606 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4609 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4610 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4611 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4612 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4614 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4615 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4618 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4622 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4623 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4624 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4625 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4626 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4629 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4630 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4631 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4632 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4633 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4634 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4635 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4636 letti da \param{in\_fd}.
4638 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4639 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4640 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4641 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4642 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4643 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4644 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4645 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4646 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4647 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4648 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4649 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4650 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4651 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4652 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4654 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4655 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4656 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4657 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4658 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4659 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4660 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4661 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4662 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4663 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4664 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4665 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4666 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4667 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4668 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4669 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4671 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4672 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4673 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4674 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4675 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4676 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4677 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4679 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4680 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4681 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4682 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4683 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4684 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4685 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4686 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4687 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4688 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
4689 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
4690 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
4691 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
4692 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
4693 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
4694 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
4695 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
4696 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
4697 essa può essere effettivamente utilizzata.}
4699 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4700 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4701 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4702 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4703 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4704 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4705 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4706 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4707 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4708 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4709 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4710 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4711 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4712 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4713 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4714 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4717 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4718 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4719 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4720 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4721 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4722 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4723 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4724 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4725 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4726 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4727 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4732 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4733 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4735 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4737 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4738 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4741 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4742 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4743 aperti in lettura o scrittura.
4744 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4745 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4746 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4747 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4749 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4751 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4752 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4757 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4758 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4759 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4760 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4761 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4762 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4763 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4764 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4766 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4767 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4768 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4769 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4770 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4771 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4772 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4773 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4774 il suddetto file in modalità non bloccante).
4776 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4777 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4778 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4779 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4780 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4781 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4782 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4783 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4784 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4785 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4786 specificato come valore non nullo.
4788 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4789 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4790 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4791 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4792 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4793 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4794 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4799 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4801 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4804 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4805 di memoria contenenti i dati invece di
4806 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4808 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4809 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4810 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4811 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4812 questo significa che la funzione potrà
4813 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4814 file descriptor (a meno che anch'essi non
4815 siano stati aperti in modalità non
4817 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4818 ulteriori dati in una \func{splice}
4819 successiva, questo è un suggerimento utile
4820 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4821 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4822 solo da \func{splice}, potrà essere
4823 implementato in futuro anche per
4824 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4825 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4826 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4827 se impostato una seguente \func{splice} che
4828 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4829 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4830 essere copiate; per usare questa opzione i
4831 dati dovranno essere opportunamente allineati
4832 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4833 memoria. Viene usato soltanto da
4837 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4838 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4840 \label{tab:splice_flag}
4843 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4844 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4845 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4846 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4847 saranno comunque copiate.}
4849 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4850 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4851 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4852 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4853 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4855 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4856 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4859 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4860 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4861 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4862 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4863 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4864 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4865 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4867 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4868 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4869 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4870 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4871 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4875 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4876 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4877 \label{fig:splicecp_data_flux}
4880 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4881 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4882 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4883 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4884 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4886 \begin{figure}[!htbp]
4887 \footnotesize \centering
4888 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
4889 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4892 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4894 \label{fig:splice_example}
4897 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4898 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4899 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4900 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4901 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4902 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4903 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4904 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4906 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4907 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4908 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4909 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4910 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4911 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4912 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4913 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4914 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4915 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4916 (\texttt{\small 41--43}).
4918 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4919 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4920 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4921 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4922 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4923 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4924 del file di destinazione.
4926 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4927 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4928 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4929 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4930 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4931 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4932 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4933 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4934 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4935 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4936 presenti sul buffer.
4938 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4939 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4940 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4941 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4942 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4944 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4945 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4946 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4947 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4948 genere di migliorare le prestazioni.
4950 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4951 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4952 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4953 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4954 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4955 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4957 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4958 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4959 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
4963 \headdecl{sys/uio.h}
4965 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4966 nr\_segs, unsigned int flags)}
4968 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4970 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4971 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4974 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4975 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4976 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4977 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4978 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4984 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
4985 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
4986 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
4987 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
4988 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
4989 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
4990 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
4991 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
4992 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
4993 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
4994 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
4995 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
4997 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
4998 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
4999 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5000 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5001 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5002 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5003 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5004 eseguire una copia dei dati che contengono.
5006 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5007 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5008 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5009 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5010 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5011 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5015 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5018 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5020 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5021 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5024 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5025 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5026 stessa \textit{pipe}.
5027 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5033 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5034 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5035 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5036 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5037 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5038 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5039 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5040 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5041 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5042 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5043 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5044 funzione non bloccante.
5046 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5047 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5048 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5049 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5050 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5051 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5052 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5053 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5054 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5055 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5056 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5057 allegati alla guida.
5059 \begin{figure}[!htbp]
5060 \footnotesize \centering
5061 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5062 \includecodesample{listati/tee.c}
5065 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5066 standard input sullo standard output e su un file.}
5067 \label{fig:tee_example}
5070 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
5071 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5072 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
5073 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
5074 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5076 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
5077 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5078 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5079 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5080 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5081 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5082 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5083 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
5084 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
5086 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5087 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5088 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
5089 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5090 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5091 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5092 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5094 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5095 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5096 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
5097 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
5098 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
5099 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
5100 si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di memoria
5101 interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti
5102 nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti
5103 puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con
5104 \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i
5107 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5110 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5111 \label{sec:file_fadvise}
5113 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5114 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5115 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5116 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5117 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5118 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5120 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5121 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5122 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5123 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5124 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5125 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5126 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5129 \itindbeg{read-ahead}
5131 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5132 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5133 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5134 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5135 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5136 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5137 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5141 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5143 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5145 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5146 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5148 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5149 valido o non è aperto in lettura.
5150 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5151 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5156 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5157 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5158 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5159 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5160 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5161 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5162 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5164 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5165 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5166 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5167 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5168 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5169 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5170 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5171 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5172 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5174 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5175 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5176 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5177 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5178 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5179 nelle operazioni successive.
5181 \itindend{read-ahead}
5183 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5184 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5185 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5186 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5187 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5188 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5189 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5190 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5191 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5192 valore di almeno 600, è:
5196 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5198 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5200 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5201 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5203 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5205 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5206 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5207 (come una pipe o un socket).
5208 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5209 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5214 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5215 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5216 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5217 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5218 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5219 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5220 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5221 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5222 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5223 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5224 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5225 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5226 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5227 che utilizza semplicemente l'informazione.
5232 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5234 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5237 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5238 riguardo le modalità di accesso, il
5239 comportamento sarà identico a quello che si
5240 avrebbe senza nessun avviso.\\
5241 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5242 accedere ai dati specificati in maniera
5243 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5245 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5246 completamente causale.\\
5247 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5248 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5249 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5252 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5253 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5255 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5258 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5259 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5260 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5261 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5262 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5263 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5264 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5265 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5266 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5267 riportarsi al comportamento di default.
5269 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5270 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5271 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5272 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5273 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5274 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5275 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5276 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5277 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5279 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5280 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5281 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5282 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5283 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5284 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5285 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5286 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5288 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5289 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5290 specifica per le operazioni di scrittura,
5291 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5292 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5293 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5294 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5299 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5301 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5303 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5304 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5305 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5307 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5308 valido o non è aperto in scrittura.
5309 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5311 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5312 la dimensione massima consentita per un file.
5313 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5315 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5317 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5322 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5323 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5324 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5325 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5326 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5327 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5328 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5329 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5331 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5332 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5333 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5334 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5335 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5336 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5337 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5338 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5339 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5340 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5341 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5342 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5343 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5345 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5346 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5347 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5348 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5349 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5350 diventa effettivamente disponibile.
5352 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5353 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5354 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5355 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5356 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5357 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5358 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5359 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5360 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5361 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5363 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5364 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5365 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5366 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5367 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5368 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5369 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5371 \headdecl{linux/fcntl.h}
5373 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5375 Prealloca dello spazio disco per un file.
5377 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5378 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5380 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5381 valido aperto in scrittura.
5382 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5383 dimensioni massime di un file.
5384 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5385 minore o uguale a zero.
5386 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5388 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5389 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5390 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5391 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5392 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5394 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5398 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5399 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5400 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5401 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5402 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5403 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5404 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5405 dimensione corrente.
5407 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5408 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5409 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5410 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5413 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5414 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5416 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5417 % http://lwn.net/Articles/432757/
5420 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
5421 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5422 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5423 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5424 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5425 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5426 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5427 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5428 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5429 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5430 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5431 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5432 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5433 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5434 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5435 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5436 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5437 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5438 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5439 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5440 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5441 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5442 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5443 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5444 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5445 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5446 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5447 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5448 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new
5449 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5450 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5451 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5452 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
5453 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5454 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5455 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5456 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
5457 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5458 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5459 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5460 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5461 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5462 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5463 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5464 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5465 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5466 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5467 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5468 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5469 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5470 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5471 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5472 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5473 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval
5474 % LocalWords: ABSTIME gettime
5477 %%% Local Variables:
5479 %%% TeX-master: "gapil"