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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
54 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
85 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
88 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
89 \label{sec:file_select}
91 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
92 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
93 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
94 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
95 \funcd{select}, il cui prototipo è:
98 \headdecl{sys/types.h}
100 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
101 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
106 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
107 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
108 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
113 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
114 o un valore non valido per \param{timeout}.
116 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
120 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
121 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
122 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
123 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
126 \itindbeg{file~descriptor~set}
128 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
129 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
130 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
131 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
132 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
133 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
134 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
136 \headdecl{sys/time.h}
137 \headdecl{sys/types.h}
139 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
140 Inizializza l'insieme (vuoto).
142 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
143 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
145 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
146 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
148 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
149 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
152 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
153 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
154 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
155 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
156 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
157 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
158 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
159 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
160 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
161 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
162 dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo usare
163 \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore eccede
164 \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
166 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
167 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
168 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
169 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
170 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
171 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
172 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
173 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
174 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
175 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
176 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
177 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
178 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
180 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
181 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
182 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
183 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
184 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
185 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
186 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
187 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
188 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
189 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
190 comune.} Infine l'argomento \param{timeout} specifica un tempo massimo di
191 attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione
192 attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una
193 struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
194 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
196 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
197 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
198 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
199 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
200 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
201 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
202 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
203 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
204 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
207 \itindend{file~descriptor~set}
209 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
210 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
211 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
212 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
213 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
214 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
215 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
216 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
218 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
219 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
220 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
221 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
222 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
223 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
224 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
225 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
226 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
227 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
228 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
230 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
231 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
232 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
233 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
234 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
235 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
236 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
238 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
239 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
240 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
241 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
242 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
243 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
245 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
246 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
247 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
248 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
249 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
250 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
251 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
252 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
253 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
254 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
255 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
256 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
257 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
258 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
259 \begin{prototype}{sys/select.h}
260 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
261 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
263 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
266 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
267 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
268 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
270 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
272 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
273 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
274 o un valore non valido per \param{timeout}.
276 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
279 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
280 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
281 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
282 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
283 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
284 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
285 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
286 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
287 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
288 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
289 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
292 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
293 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
294 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
295 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
296 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
297 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
298 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
299 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
300 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
301 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
303 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
304 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
305 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
306 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
307 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
308 \includecodesnip{listati/select_race.c}
309 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
310 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
311 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
313 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
314 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
315 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
316 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
317 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
318 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
319 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
320 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
321 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
322 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
323 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
324 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
325 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
326 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
327 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
328 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
329 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
330 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
331 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
334 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
335 \label{sec:file_poll}
337 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
338 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
339 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
340 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
341 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
343 \begin{prototype}{sys/poll.h}
344 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
346 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
349 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
350 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
351 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
353 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
355 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
356 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
357 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
359 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
362 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
363 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
364 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
365 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
366 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
367 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
368 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
369 \textsl{non-bloccante}).
371 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
372 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
373 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
374 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
375 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
376 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
377 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
378 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
379 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
380 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
381 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
382 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
385 \footnotesize \centering
386 \begin{minipage}[c]{15cm}
387 \includestruct{listati/pollfd.h}
390 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
391 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
392 \label{fig:file_pollfd}
395 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
396 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
397 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
398 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
399 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
400 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
401 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
406 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
408 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
411 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
412 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
413 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
414 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
417 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
418 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
419 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
421 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
422 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
423 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
425 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
428 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
429 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
430 \label{tab:file_pollfd_flags}
433 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
434 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
435 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
436 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
437 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
438 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
439 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
440 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
441 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
442 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
443 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
444 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
445 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
446 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
447 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
448 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
450 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
451 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
452 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
453 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
454 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
455 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
458 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
459 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
460 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
461 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
462 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
463 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
464 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
465 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
466 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
467 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
470 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
471 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
472 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
473 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
474 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
477 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
478 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
479 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
480 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
481 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
483 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
484 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
485 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
486 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
488 \begin{prototype}{sys/poll.h}
489 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
490 const sigset\_t *sigmask)}
492 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
495 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
496 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
497 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
499 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
501 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
502 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
503 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
505 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
508 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
509 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
510 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
511 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
512 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
513 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
514 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
516 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
517 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
518 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
519 risultati illustrati in precedenza.
522 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
523 \label{sec:file_epoll}
527 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
528 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
529 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
530 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
531 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
532 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
533 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
534 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
535 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
537 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
538 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
539 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
540 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
541 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
542 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
543 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
544 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
545 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
546 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
547 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
549 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
550 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
551 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
552 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
553 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
554 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
555 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
558 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
559 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
560 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
561 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
562 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
563 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
564 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
565 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
566 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
567 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
568 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
569 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
572 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
573 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
574 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
575 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
576 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
577 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
578 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
579 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
580 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
582 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
583 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
584 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
585 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
586 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
587 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
588 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
589 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
590 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
591 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
592 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
594 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
595 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
596 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
597 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
598 file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}. Il
599 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
600 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
601 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
602 {int epoll\_create(int size)}
604 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
606 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
607 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
609 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
611 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
613 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
619 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
620 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
621 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
622 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
623 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
624 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
625 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
626 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
627 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
629 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
630 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
631 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
632 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
633 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
634 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
636 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
638 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
639 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
641 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
643 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
644 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
645 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
646 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
647 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
648 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
649 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
650 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
651 l'operazione richiesta.
652 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
657 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
658 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
659 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
660 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
661 delle operazioni cui fanno riferimento.
666 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
668 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
671 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
672 \param{fd} alla lista dei file descriptor
673 controllati tramite \param{epfd}, in
674 \param{event} devono essere specificate le
675 modalità di osservazione.\\
676 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
677 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
679 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
680 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
683 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
684 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
685 \label{tab:epoll_ctl_operation}
688 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
689 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
690 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
691 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
692 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
693 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
695 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
696 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
697 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
698 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
699 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
700 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
701 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
702 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL}.}
707 \footnotesize \centering
708 \begin{minipage}[c]{15cm}
709 \includestruct{listati/epoll_event.h}
712 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
713 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
715 \label{fig:epoll_event}
718 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
719 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
720 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
721 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
722 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
724 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
725 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
726 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
727 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
728 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
729 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
730 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
735 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
737 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
740 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
741 (analogo di \const{POLLIN}).\\
742 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
743 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
744 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
745 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
746 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
747 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
748 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
749 disponibili in lettura (analogo di
750 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
751 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
753 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
754 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
755 viene comunque riportata in uscita, e non è
756 necessaria impostarla in ingresso.\\
757 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
758 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
759 triggered} per il file descriptor associato.\\
760 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
761 descriptor associato.\footnotemark\\
764 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
765 \struct{epoll\_event}.}
766 \label{tab:epoll_events}
769 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
771 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedano che si definisca qual'è
772 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
773 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
774 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
775 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
776 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
777 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
778 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
779 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
780 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
781 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
784 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
785 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
786 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
787 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
788 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
789 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
790 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
792 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
793 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
794 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
795 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
796 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
798 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
799 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
800 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
801 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
802 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
803 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
804 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
805 logica \textit{edge triggered}.}
807 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
808 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
809 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
810 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
811 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
812 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
813 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
814 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
816 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
817 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
818 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
819 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
820 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
823 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
825 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
826 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
827 assumerà uno dei valori:
829 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
830 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
831 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
832 della scadenza di \param{timeout}.
833 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
834 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
839 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
840 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
841 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
842 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
843 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
844 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
845 con l'argomento \param{maxevents}.
847 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
848 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
849 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
850 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
851 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
852 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
855 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
856 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
857 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
858 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
859 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
860 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
861 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
862 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
863 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
865 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
866 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
867 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
868 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
869 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
870 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
871 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD} questi verrebbero riletti alla
872 luce delle modifiche.
874 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
875 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica un file descriptor è pronto e resterà
876 tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su di esso.
877 Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di
878 \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una \func{write},\footnote{è
879 opportuno ricordare ancora una volta che l'uso dell'I/O multiplexing
880 richiede di operare sui file in modalità non bloccante.} ma questa non è la
881 sola modalità possibile, ad esempio la condizione può essere riconosciuta
882 anche con il fatto che sono stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
884 Come le precedenti \func{select} e \func{poll}, le funzioni dell'interfaccia
885 di \textit{epoll} vengono utilizzate prevalentemente con i server di rete,
886 quando si devono tenere sotto osservazione un gran numero di socket; per
887 questo motivo rimandiamo di nuovo la trattazione di un esempio concreto a
888 quando avremo esaminato in dettaglio le caratteristiche dei socket, in
889 particolare si potrà trovare un programma che utilizza questa interfaccia in
890 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
897 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
898 \label{sec:file_asyncronous_access}
900 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
901 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
902 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
903 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
904 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
905 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
906 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
907 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
908 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
909 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
910 operazioni di I/O volute.
913 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
914 \label{sec:file_asyncronous_operation}
916 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
917 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
918 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
919 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
920 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
921 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
922 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
924 In realtà parlare di apertura in modalità asincrona non significa che le
925 operazioni di lettura o scrittura del file vengono eseguite in modo asincrono
926 (tratteremo questo, che è ciò che più propriamente viene chiamato \textsl{I/O
927 asincrono}, in sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione
928 un meccanismo di notifica asincrona delle variazione dello stato del file
929 descriptor aperto in questo modo. Quello che succede in questo caso è che il
930 sistema genera un segnale (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne
931 altri con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che
932 diventa possibile leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in
933 questa modalità.\footnote{questa modalità non è utilizzabile con i file
934 ordinari ma solo con socket, file di terminale o pseudo terminale, e, a
935 partire dal kernel 2.6, anche per fifo e pipe.}
937 Si può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
938 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
939 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
940 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
943 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di
944 Linux, chiamano questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Questa è
945 ancora un'altra modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di
946 \itindex{epoll} \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con
947 questa tecnica sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è
948 utilizzabile anche con kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli
949 della serie 2.4, ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si
950 hanno con \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle
951 funzioni \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in
952 sez.~\ref{sec:file_epoll}, quando vengono usate con un numero molto grande di
953 file descriptor, non hanno buone prestazioni.
955 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
956 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
957 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
958 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
959 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
960 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
961 verrebbero notificati una volta sola.
963 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
964 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
965 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
966 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
967 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
968 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
969 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
971 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
972 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
973 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
974 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
975 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
976 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
977 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
978 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
979 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
980 descriptor che ha generato il segnale.
982 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
983 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
984 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
985 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
986 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
987 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
988 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
991 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
992 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
993 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
994 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
995 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
996 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
997 identica al valore massimo del numero di file descriptor
998 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
999 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
1000 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
1002 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
1005 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
1006 \label{sec:file_asyncronous_lease}
1008 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
1009 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
1010 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
1011 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
1012 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
1013 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
1014 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
1015 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
1016 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
1017 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
1018 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
1019 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
1020 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
1023 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
1024 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
1025 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
1026 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
1027 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
1028 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
1029 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
1030 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
1031 nessuna funzionalità di notifica.
1033 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
1034 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
1035 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
1036 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
1037 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
1038 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
1039 \itindex{polling} \textit{polling}.
1041 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
1042 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
1043 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
1044 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
1045 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
1046 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
1047 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
1049 \index{file!lease|(}
1051 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
1052 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
1053 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
1054 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
1055 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
1058 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
1059 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
1060 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
1061 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
1062 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
1063 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
1064 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
1065 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
1066 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
1067 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
1069 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
1070 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
1071 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
1072 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
1073 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
1074 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
1076 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
1077 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
1078 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
1079 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
1080 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
1081 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
1082 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
1087 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1089 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1092 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
1093 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
1094 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
1097 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
1098 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
1099 \const{F\_GETLEASE}.}
1100 \label{tab:file_lease_fctnl}
1103 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
1104 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
1105 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
1106 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
1107 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
1108 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
1110 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
1111 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
1112 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
1113 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
1114 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
1115 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
1116 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
1117 \textit{lease} su qualunque file.
1119 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
1120 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
1121 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
1122 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
1123 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
1124 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
1125 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
1126 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
1127 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
1128 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
1129 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
1130 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
1131 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
1132 operazioni di lettura e scrittura.
1134 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
1135 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
1136 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
1137 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
1138 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
1139 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
1140 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
1141 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
1142 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
1143 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
1146 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
1147 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
1148 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
1149 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
1150 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
1151 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
1152 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
1153 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
1154 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
1157 \index{file!dnotify|(}
1159 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
1160 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
1161 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
1162 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
1163 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
1165 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
1166 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
1167 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
1168 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
1169 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
1170 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
1171 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
1172 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
1173 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
1174 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
1175 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
1176 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
1177 \struct{siginfo\_t}.
1179 \index{file!lease|)}
1184 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1186 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1189 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
1190 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
1191 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
1192 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
1193 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
1194 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
1195 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
1196 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
1197 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
1199 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
1200 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
1201 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
1202 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
1203 directory (con \func{rename}).\\
1204 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
1205 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
1207 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
1211 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
1212 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
1213 \label{tab:file_notify}
1216 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
1217 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
1218 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
1219 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
1220 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
1221 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
1222 tab.~\ref{tab:file_notify}.
1224 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
1225 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
1226 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
1227 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
1228 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
1229 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
1230 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
1231 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
1232 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
1233 specificare un valore nullo.
1235 \index{file!inotify|(}
1237 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
1238 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
1239 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
1240 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
1241 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
1242 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
1243 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
1245 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
1246 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
1247 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
1248 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
1249 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
1250 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
1251 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
1252 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
1255 \index{file!dnotify|)}
1257 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
1258 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
1259 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
1260 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
1261 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
1262 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
1263 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
1264 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
1265 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
1267 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1268 {int inotify\_init(void)}
1270 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
1272 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1273 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1275 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
1276 \textit{inotify} consentite all'utente.
1277 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1279 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1285 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
1286 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
1287 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
1288 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
1289 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
1290 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1291 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
1292 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
1293 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
1294 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
1295 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
1296 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
1297 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
1298 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
1299 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
1301 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
1302 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
1303 con l'interfaccia di \textit{epoll}; siccome gli eventi vengono notificati
1304 come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte le volte
1305 che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
1306 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
1307 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
1308 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
1309 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
1310 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
1311 saranno automaticamente rilasciate.
1313 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
1314 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
1315 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
1316 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
1317 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
1318 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
1319 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
1320 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1321 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
1323 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
1325 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
1326 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1328 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
1329 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
1330 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
1331 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
1332 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
1334 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
1337 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
1338 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
1339 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
1340 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
1341 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
1342 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
1343 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
1344 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
1345 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
1346 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
1347 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
1348 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1349 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
1350 un solo file descriptor.
1352 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
1353 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
1354 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
1355 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
1356 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
1357 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
1358 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
1359 flag della prima parte.
1364 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
1366 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
1369 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
1371 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
1372 dell'inode (o sugli attributi
1374 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
1375 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1377 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1379 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
1380 directory in una directory sotto
1382 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
1383 directory in una directory sotto
1385 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
1386 directory) sotto osservazione.\\
1387 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
1388 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
1389 directory) sotto osservazione.\\
1390 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
1391 directory sotto osservazione.\\
1392 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
1393 directory sotto osservazione.\\
1394 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
1396 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
1397 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
1398 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
1399 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
1400 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
1401 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
1402 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
1406 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
1407 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
1408 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
1409 \label{tab:inotify_event_watch}
1412 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
1413 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
1414 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
1415 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
1416 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
1417 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
1418 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
1419 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
1420 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
1425 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1427 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1430 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
1432 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
1433 nell'argomento \param{mask}, invece di
1435 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
1436 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
1438 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
1439 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
1440 quelli per i file che contiene.\\
1443 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
1444 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
1445 modalità di osservazione.}
1446 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
1449 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
1450 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
1451 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
1452 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
1453 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
1455 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
1456 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
1457 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
1458 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
1459 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
1460 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
1461 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
1462 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
1463 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
1465 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
1466 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
1467 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
1468 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
1469 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
1470 sarà più notificato.
1472 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
1473 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
1474 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
1475 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
1476 la eventuale rimozione dello stesso.
1478 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
1479 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
1481 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1482 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
1484 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
1486 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
1487 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1489 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
1491 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
1492 non è associato ad una coda di notifica.
1497 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
1498 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
1499 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
1500 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
1501 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
1502 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
1503 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
1504 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
1505 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
1506 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
1507 \func{inotify\_rm\_watch}.
1509 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
1510 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
1511 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
1512 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
1513 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
1514 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
1515 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
1516 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
1518 \begin{figure}[!htb]
1519 \footnotesize \centering
1520 \begin{minipage}[c]{15cm}
1521 \includestruct{listati/inotify_event.h}
1524 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
1525 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
1526 \label{fig:inotify_event}
1529 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
1530 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
1531 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
1532 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
1533 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
1534 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
1535 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
1536 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
1537 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
1538 file che sono cambiati.
1540 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
1541 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
1542 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
1543 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
1544 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
1545 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
1546 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
1547 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
1548 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
1549 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
1550 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
1555 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1557 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1560 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
1561 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
1562 che in maniera implicita per la rimozione
1563 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
1564 filesystem su cui questo si trova.\\
1565 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
1566 (consente così di distinguere, quando si pone
1567 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
1568 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
1570 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
1571 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
1572 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
1573 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
1574 osservazione è stato smontato.\\
1577 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
1578 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
1579 \label{tab:inotify_read_event_flag}
1582 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
1583 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
1584 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
1585 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
1586 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
1587 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
1589 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
1590 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
1591 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
1592 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
1593 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
1595 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
1596 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
1597 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
1598 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
1599 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
1600 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
1601 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
1602 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
1603 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
1604 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
1605 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
1608 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
1609 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
1610 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
1611 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
1612 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
1613 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
1615 \begin{figure}[!htbp]
1616 \footnotesize \centering
1617 \begin{minipage}[c]{15cm}
1618 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
1621 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
1622 \label{fig:inotify_monitor_example}
1625 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
1626 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
1627 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
1628 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
1629 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
1630 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
1633 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
1634 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
1635 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
1636 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
1637 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
1638 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
1639 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
1640 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
1641 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
1642 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
1644 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
1645 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
1646 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
1647 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
1648 si saranno verificati eventi.
1650 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
1651 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
1652 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
1653 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
1654 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
1655 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
1656 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
1657 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
1658 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
1661 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
1662 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
1663 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
1664 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
1665 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
1666 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
1667 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
1668 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
1669 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
1670 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
1671 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
1672 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
1674 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
1675 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
1676 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
1677 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
1678 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
1679 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
1680 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
1681 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
1682 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
1683 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
1684 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
1685 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
1686 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
1687 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
1689 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
1690 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
1693 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
1695 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1698 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1702 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
1703 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
1704 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
1705 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
1706 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
1707 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
1708 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
1709 tale evenienza non si verificherà mai.
1711 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
1712 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
1713 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
1714 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
1715 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
1716 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
1717 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
1718 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
1719 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
1720 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
1721 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
1722 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
1723 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
1724 chiamata di \func{read}.
1726 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
1727 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
1728 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
1729 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
1730 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
1731 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
1732 raggruppati in un solo evento.
1734 \index{file!inotify|)}
1737 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
1738 \label{sec:file_asyncronous_io}
1740 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
1741 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
1742 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
1743 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
1744 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
1745 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
1746 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
1748 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
1749 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
1750 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
1751 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
1752 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
1753 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
1754 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
1755 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
1758 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
1759 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
1760 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
1761 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
1762 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
1763 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
1764 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
1766 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1767 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1768 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1769 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1770 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1771 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1772 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1774 \begin{figure}[!htb]
1775 \footnotesize \centering
1776 \begin{minipage}[c]{15cm}
1777 \includestruct{listati/aiocb.h}
1780 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1782 \label{fig:file_aiocb}
1785 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1786 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1787 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1788 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1789 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1790 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1791 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1792 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1793 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1794 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1795 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1796 del blocco di dati da trasferire.
1798 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1799 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1800 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1801 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1802 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1803 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1804 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1805 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1806 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1807 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1808 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1810 \begin{figure}[!htb]
1811 \footnotesize \centering
1812 \begin{minipage}[c]{15cm}
1813 \includestruct{listati/sigevent.h}
1816 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1817 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1818 \label{fig:file_sigevent}
1821 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1822 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1823 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1824 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1825 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1826 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1827 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1828 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1829 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1830 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1831 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1832 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1833 \struct{siginfo\_t}.
1834 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1835 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
1836 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
1837 \var{sigev\_notify\_attribute}.
1840 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1841 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1842 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1843 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1847 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1848 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1850 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1851 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1854 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1855 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1857 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
1858 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
1859 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
1860 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1861 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
1866 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1867 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1868 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1869 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1870 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1871 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1872 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1873 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1875 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1876 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1877 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1878 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1879 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1880 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1881 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1882 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1885 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1886 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1887 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1888 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1889 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1890 errore; il suo prototipo è:
1891 \begin{prototype}{aio.h}
1892 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1894 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1897 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1898 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1902 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1903 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1904 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1905 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1906 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1907 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1908 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1909 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1912 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1913 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1914 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1915 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1917 \begin{prototype}{aio.h}
1918 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1920 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1923 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1927 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1928 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1929 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1930 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1931 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1933 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1934 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1935 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1936 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1937 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1940 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1941 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1942 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1943 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1945 \begin{prototype}{aio.h}
1946 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1948 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1950 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1951 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1952 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1955 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1956 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1957 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1958 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1959 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1960 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1961 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1962 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1964 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1965 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1966 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1967 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1968 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1970 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1971 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1972 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1973 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1975 \begin{prototype}{aio.h}
1976 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1978 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1981 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1982 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1983 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1987 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1988 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1989 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1990 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1991 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1992 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1993 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
1994 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
1995 \file{aio.h}) sono tre:
1996 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1997 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1998 cancellazione sono state già completate,
2000 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
2003 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
2004 corso e non sono state cancellate.
2007 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
2008 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
2009 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
2010 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
2011 del loro avvenuto completamento.
2013 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
2014 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
2015 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
2016 specifica operazione; il suo prototipo è:
2017 \begin{prototype}{aio.h}
2018 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
2021 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
2022 operazioni specificate da \param{list}.
2024 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
2025 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2028 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2030 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2031 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2036 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
2037 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
2038 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
2039 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
2040 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
2041 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
2042 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
2043 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
2044 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
2046 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
2047 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
2048 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
2049 \begin{prototype}{aio.h}
2050 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
2053 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
2054 secondo la modalità \param{mode}.
2056 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2057 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2059 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2061 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
2062 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
2063 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
2064 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2065 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2070 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
2071 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
2072 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
2073 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
2074 che può prendere i valori:
2075 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2076 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
2077 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
2078 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
2080 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
2081 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
2082 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
2083 quelle non completate.
2085 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
2086 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
2087 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
2088 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
2089 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
2090 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
2091 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
2094 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
2095 \label{sec:file_advanced_io}
2097 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
2098 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
2099 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
2100 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
2101 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
2102 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
2105 \subsection{File mappati in memoria}
2106 \label{sec:file_memory_map}
2108 \itindbeg{memory~mapping}
2109 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
2110 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
2111 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
2112 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
2113 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
2114 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
2118 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
2119 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
2120 mappatura in memoria di un file.}
2121 \label{fig:file_mmap_layout}
2124 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
2125 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
2126 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
2127 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
2128 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
2129 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
2130 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
2131 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
2132 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
2133 \textsl{memoria mappata su file}.
2135 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
2136 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
2137 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
2138 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
2139 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
2140 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
2143 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
2144 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
2145 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
2146 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
2147 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
2148 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
2151 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
2152 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
2153 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
2154 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
2155 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
2157 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
2158 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
2159 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
2164 \headdecl{sys/mman.h}
2166 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
2169 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
2171 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
2172 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
2173 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2175 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
2176 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
2177 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
2178 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
2179 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
2180 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
2181 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
2182 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
2183 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
2184 dimensione delle pagine).
2185 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
2186 \param{fd} è aperto in scrittura.
2187 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
2188 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
2189 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2190 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
2191 numero di mappature possibili.
2192 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
2194 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
2195 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
2196 l'opzione \texttt{noexec}.
2197 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
2198 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2203 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
2204 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
2205 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
2206 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
2212 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2214 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2217 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
2218 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
2219 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
2220 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
2223 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
2224 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
2225 \label{tab:file_mmap_prot}
2228 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
2229 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
2230 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
2231 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
2232 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
2233 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
2234 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
2235 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
2236 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
2237 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
2238 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
2240 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
2241 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
2242 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
2243 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
2244 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
2245 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
2250 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
2252 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2255 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
2256 da \param{start}, se questo non può essere usato
2257 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
2258 valore di \param{start} deve essere allineato
2259 alle dimensioni di una pagina.\\
2260 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
2261 riportati sul file e saranno immediatamente
2262 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
2263 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
2264 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
2265 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
2266 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
2267 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
2268 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
2269 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
2270 privata cui solo il processo chiamante ha
2271 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
2272 il meccanismo del \textit{copy on
2273 write} \itindex{copy~on~write} e
2274 salvate su swap in caso di necessità. Non è
2275 specificato se i cambiamenti sul file originale
2276 vengano riportati sulla regione
2277 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
2278 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
2279 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
2280 (veniva usato per segnalare che tentativi di
2281 scrittura sul file dovevano fallire con
2282 \errcode{ETXTBSY}).\\
2283 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
2284 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
2285 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
2286 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
2288 modifiche fatte alla regione mappata, in
2289 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
2290 memoria disponibile, si ha l'emissione di
2291 un \const{SIGSEGV}.\\
2292 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
2294 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
2295 che la mappatura deve essere effettuata con gli
2296 indirizzi crescenti verso il basso.\\
2297 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
2298 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
2299 ignorati.\footnotemark\\
2300 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
2301 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
2302 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
2303 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
2304 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
2305 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
2306 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
2307 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
2308 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
2309 necessarie alla mappatura.\\
2310 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
2311 non causa I/O.\footnotemark\\
2312 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
2313 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
2317 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
2318 \label{tab:file_mmap_flag}
2322 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
2323 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
2324 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
2325 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
2326 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
2327 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
2328 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
2331 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
2332 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
2333 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
2334 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
2335 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
2336 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
2337 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
2338 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
2340 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
2343 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
2344 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
2345 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
2346 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
2348 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
2349 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
2350 parleremo più avanti.}
2352 \begin{figure}[!htb]
2354 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
2355 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
2356 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
2357 \label{fig:file_mmap_boundary}
2361 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
2362 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
2363 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
2364 bordo della pagina successiva.
2366 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
2367 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
2368 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
2369 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
2370 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
2373 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
2374 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
2375 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
2376 quella della mappatura in memoria.
2378 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
2379 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
2380 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
2381 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
2382 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
2384 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
2385 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
2386 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
2387 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
2388 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
2389 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
2390 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
2391 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
2392 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
2393 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
2397 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
2398 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
2399 alla lunghezza richiesta.}
2400 \label{fig:file_mmap_exceed}
2403 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
2404 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
2405 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
2406 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
2407 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
2408 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
2409 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
2410 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
2413 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
2414 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
2415 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
2416 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
2417 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
2418 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
2419 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
2420 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
2421 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
2423 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
2424 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
2425 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
2426 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
2427 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
2428 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
2429 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
2431 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
2432 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
2433 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
2434 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
2435 del contenuto della memoria su cui è mappato.
2437 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
2438 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
2439 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
2440 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
2441 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
2442 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
2445 \headdecl{sys/mman.h}
2447 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
2449 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
2451 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2452 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2454 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
2455 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
2457 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
2458 precedentemente mappata.
2463 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
2464 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
2465 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
2466 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
2467 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
2468 del file aggiornato.
2473 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2475 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2478 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
2479 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
2480 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
2484 \caption{Le costanti che identificano i bit per la maschera binaria
2485 dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
2486 \label{tab:file_mmap_rsync}
2489 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
2490 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
2491 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
2492 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
2493 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
2494 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
2495 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
2496 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
2497 aggiornate ai nuovi valori.
2499 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
2500 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
2503 \headdecl{sys/mman.h}
2505 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
2507 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
2509 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2510 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2512 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
2513 precedentemente mappata.
2518 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
2519 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
2520 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
2521 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
2522 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
2523 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
2524 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
2525 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
2526 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
2528 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
2529 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
2530 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
2531 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
2532 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
2534 % \headdecl{unistd.h}
2535 \headdecl{sys/mman.h}
2537 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
2539 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
2542 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2543 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2545 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
2546 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
2547 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
2548 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
2549 ha solo accesso in lettura.
2550 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
2551 % necessarie all'interno del kernel.
2552 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
2555 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
2560 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
2561 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
2562 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
2563 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
2564 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
2565 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
2567 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
2568 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
2569 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
2570 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
2573 \headdecl{sys/mman.h}
2575 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
2576 new\_size, unsigned long flags)}
2578 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
2580 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
2581 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
2582 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
2585 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
2587 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
2588 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
2589 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
2590 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
2591 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
2592 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
2593 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
2599 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
2600 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
2601 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
2602 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
2603 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
2604 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
2605 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
2606 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
2607 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
2608 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
2609 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
2610 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
2612 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
2613 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
2614 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
2615 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
2616 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
2617 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
2618 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
2620 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
2621 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
2622 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
2623 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
2624 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
2625 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
2627 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
2628 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
2629 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
2630 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
2631 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
2632 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
2633 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
2634 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
2635 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
2636 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
2637 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
2639 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
2640 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
2641 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
2642 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
2643 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
2644 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
2645 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
2646 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
2647 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
2648 \textit{memory mapping}.
2650 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
2651 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
2652 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
2653 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
2654 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
2655 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
2656 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
2657 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
2659 \headdecl{sys/mman.h}
2661 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
2662 ssize\_t pgoff, int flags)}
2664 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
2666 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
2667 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2669 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
2670 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
2671 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
2676 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
2677 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
2678 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
2679 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
2680 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
2681 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
2684 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
2685 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
2686 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
2687 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
2688 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
2689 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
2690 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
2691 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2693 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2694 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2695 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2696 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2697 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2698 \textit{memory mapping}.
2700 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2701 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2702 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2703 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2704 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2705 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2706 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2707 interessate dal \textit{memory mapping}.
2709 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2710 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2711 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2712 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2713 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2714 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2715 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2716 \const{MAP\_POPULATE}.
2718 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2719 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2720 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2721 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2722 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2723 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2724 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2726 \itindend{memory~mapping}
2728 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
2729 \label{sec:file_multiple_io}
2731 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
2732 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
2733 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
2734 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
2735 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
2736 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
2739 Per questo motivo su BSD 4.2 sono state introdotte due nuove system call,
2740 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
2741 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} che
2742 permettono di effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su
2743 una serie di buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I
2744 relativi prototipi sono:
2746 \headdecl{sys/uio.h}
2748 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2749 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2751 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
2753 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
2754 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
2755 assumerà uno dei valori:
2757 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
2758 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
2759 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
2760 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
2761 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
2762 non ci sono dati in lettura.
2763 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2765 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
2766 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
2767 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
2768 scrittura eseguite su \param{fd}.}
2771 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
2772 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
2773 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
2774 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
2775 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
2777 \begin{figure}[!htb]
2778 \footnotesize \centering
2779 \begin{minipage}[c]{15cm}
2780 \includestruct{listati/iovec.h}
2783 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
2785 \label{fig:file_iovec}
2788 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
2789 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
2790 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
2791 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
2792 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
2793 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
2794 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
2795 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
2796 specificati nel vettore \param{vector}.
2798 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
2799 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
2800 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
2801 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
2802 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
2803 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
2804 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
2805 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
2807 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
2808 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
2809 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
2810 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
2811 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
2812 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
2813 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
2815 % TODO verificare cosa succederà a preadv e pwritev o alla nuova niovec
2816 % vedi http://lwn.net/Articles/164887/
2819 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e \func{splice}}
2820 \label{sec:file_sendfile_splice}
2822 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
2823 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
2824 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
2825 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
2827 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
2828 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
2829 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
2830 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
2831 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
2832 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
2833 questo tipo di situazioni.
2835 La prima funzione che si pone l'obiettivo di ottimizzare il trasferimento dei
2836 dati fra due file descriptor è \funcd{sendfile};\footnote{la funzione è stata
2837 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
2838 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
2839 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
2840 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
2841 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
2842 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il suo
2845 \headdecl{sys/sendfile.h}
2847 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
2850 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
2852 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
2853 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2856 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
2857 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
2858 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
2859 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
2861 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
2862 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
2865 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
2869 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
2870 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
2871 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
2872 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore, come le ordinarie \func{read} e
2873 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
2876 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
2877 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
2878 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
2879 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
2880 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
2881 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
2882 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
2883 letti da \param{in\_fd}.
2885 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
2886 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
2887 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
2888 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
2889 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
2890 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
2891 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
2892 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
2893 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
2894 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
2895 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
2896 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
2897 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
2898 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
2899 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
2901 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
2902 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
2903 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
2904 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
2905 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
2906 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
2907 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
2908 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
2909 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
2910 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
2911 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
2912 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2913 {\texttt{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
2914 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
2915 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
2916 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
2917 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
2919 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
2920 prestazioni, le motivazioni addotte non convincono del tutto e resta il dubbio
2921 se la scelta di disabilitarla sempre per il trasferimento di dati fra file di
2922 dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti di prestazioni infatti si
2923 può sempre fare ricorso all'uso successivo di, ma lasciare a disposizione la
2924 funzione consentirebbe se non altro, anche in assenza di guadagni di
2925 prestazioni, di semplificare la gestione della copia dei dati fra file,
2926 evitando di dover gestire l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro
2927 trasferimento; inoltre si avrebbe comunque il vantaggio di evitare inutili
2928 trasferimenti di dati da kernel space a user space e viceversa.
2930 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuto a
2931 partire dal kernel 2.6.17, della nuova system call \func{splice}. Lo scopo di
2932 questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
2933 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
2934 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
2935 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
2936 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
2937 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
2938 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
2939 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
2940 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
2941 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
2942 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
2943 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
2944 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
2945 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
2946 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
2947 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
2948 essa può essere effettivamente utilizzata.}
2950 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
2951 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
2952 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
2953 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
2954 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
2955 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
2956 {\texttt{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
2957 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
2958 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
2959 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
2960 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
2961 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
2962 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
2963 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
2964 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
2965 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
2966 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
2968 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
2969 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
2970 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
2971 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
2972 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
2973 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
2974 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
2975 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
2976 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
2977 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
2978 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
2983 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
2984 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
2986 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
2988 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
2989 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2992 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
2993 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
2994 aperti in lettura o scrittura.
2995 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
2996 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
2997 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
2998 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
3000 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3002 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
3003 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
3008 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
3009 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
3010 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
3011 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
3012 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
3013 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
3014 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
3015 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
3017 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
3018 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
3019 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
3020 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
3021 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
3022 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
3023 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
3024 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
3025 il suddetto file in modalità non bloccante).
3027 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
3028 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
3029 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
3030 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
3031 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
3032 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
3033 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
3034 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
3035 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
3036 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
3037 specificato come valore non nullo.
3039 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
3040 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
3041 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
3042 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
3043 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
3044 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
3045 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
3050 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3052 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3055 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
3056 di memoria contenenti i dati invece di
3057 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
3059 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
3060 bloccante; questo flag influisce solo sulle
3061 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
3062 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
3063 questo significa che la funzione potrà
3064 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
3065 file descriptor (a meno che anch'essi non
3066 siano stati aperti in modalità non
3068 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
3069 ulteriori dati in una \func{splice}
3070 successiva, questo è un suggerimento utile
3071 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
3072 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
3073 solo da \func{splice}, potrà essere
3074 implementato in futuro anche per
3075 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
3076 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
3077 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
3078 se impostato una seguente \func{splice} che
3079 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
3080 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
3081 essere copiate; per usare questa opzione i
3082 dati dovranno essere opportunamente allineati
3083 in posizione ed in dimensione alle pagine di
3084 memoria. Viene usato soltanto da
3088 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3089 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
3091 \label{tab:splice_flag}
3094 \footnotetext{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando possibile i
3095 meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti di dati (in
3096 maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano essere
3097 spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse saranno
3100 \footnotetext{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di gestione
3101 dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete, si veda
3102 la descrizione di \const{TCP\_CORK} in sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e
3103 quella di \const{MSG\_MORE} in sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
3105 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
3106 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
3109 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
3110 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
3111 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
3112 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
3113 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
3114 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
3115 fig.~\ref{fig:splice_example}.
3117 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
3118 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
3119 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
3120 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
3121 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
3125 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
3126 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
3127 \label{fig:splicecp_data_flux}
3130 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
3131 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
3132 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
3133 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
3134 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
3136 \begin{figure}[!phtb]
3137 \footnotesize \centering
3138 \begin{minipage}[c]{15cm}
3139 \includecodesample{listati/splicecp.c}
3142 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
3144 \label{fig:splice_example}
3147 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
3148 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
3149 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
3150 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
3151 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
3152 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
3153 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
3154 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
3156 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
3157 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
3158 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
3159 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
3160 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
3161 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
3162 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
3163 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
3164 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
3165 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
3166 (\texttt{\small 41--43}).
3168 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
3169 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
3170 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
3171 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
3172 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
3173 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
3174 del file di destinazione.
3176 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
3177 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
3178 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
3179 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
3180 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
3181 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
3182 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
3183 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
3184 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
3185 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
3186 presenti sul buffer.
3188 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
3189 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
3190 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
3191 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
3192 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
3194 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
3195 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
3196 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
3197 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
3198 genere di migliorare le prestazioni.
3200 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate altre
3201 due system call, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano la stessa
3202 infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
3203 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
3204 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
3205 descriptor, le tratteremo qui.
3207 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
3208 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria di un processo
3209 verso una \textit{pipe}, il suo prototipo è:
3212 \headdecl{sys/uio.h}
3214 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
3215 nr\_segs, unsigned int flags)}
3217 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
3219 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
3220 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3223 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
3224 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
3225 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
3226 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
3227 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3233 La \textit{pipe} dovrà essere specificata tramite il file descriptor
3234 corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si faccia riferimento
3235 a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali zone di memoria devono
3236 essere trasferita si deve utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec}
3237 (vedi fig.~\ref{fig:file_iovec}), con le stesse con cui le si usano per l'I/O
3238 vettorizzato; le dimensioni del suddetto vettore devono essere passate
3239 nell'argomento \param{nr\_segs} che indica il numero di segmenti di memoria da
3240 trasferire. Sia per il vettore che per il valore massimo di \param{nr\_segs}
3241 valgono le stesse limitazioni illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
3243 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
3244 pipe, in generale (se i dati una volta creati non devono essere riutilizzati)
3245 è opportuno utilizzare il flag \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa si che il
3246 kernel possa rimuovere le relative pagine dallo spazio degli indirizzi del
3247 processo, e scaricarle nella cache, così che queste possono essere utilizzate
3248 immediatamente senza necessità di eseguire una copia dei dati che contengono.
3250 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
3251 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
3252 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
3253 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
3254 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
3255 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
3259 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
3262 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
3264 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
3265 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3268 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
3269 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
3270 stessa \textit{pipe}.
3271 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3277 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
3278 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
3279 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
3280 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
3281 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
3282 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
3283 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}).
3285 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
3286 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
3287 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
3288 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
3289 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
3290 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
3291 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
3292 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
3293 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
3294 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
3295 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
3296 allegati alla guida.
3298 \begin{figure}[!htbp]
3299 \footnotesize \centering
3300 \begin{minipage}[c]{15cm}
3301 \includecodesample{listati/tee.c}
3304 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
3305 standard input sullo standard output e su un file.}
3306 \label{fig:tee_example}
3309 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
3310 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
3311 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
3312 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
3313 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
3315 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
3316 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
3317 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
3318 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
3319 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
3320 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
3321 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
3322 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
3323 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
3325 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
3326 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
3327 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
3328 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
3329 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
3330 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
3331 fig.~\ref{fig:splice_example}).
3333 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
3334 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
3335 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
3336 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
3337 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
3338 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
3339 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
3340 {\texttt{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
3341 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
3342 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
3343 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
3344 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
3348 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
3349 \label{sec:file_fadvise}
3351 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
3352 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
3353 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
3354 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
3355 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
3356 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
3358 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
3359 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
3360 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
3361 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
3362 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
3363 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
3364 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
3367 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
3368 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
3369 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
3370 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
3371 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
3372 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
3373 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
3377 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
3379 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
3381 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3382 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3384 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3385 valido o non è aperto in lettura.
3386 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
3387 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
3392 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
3393 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
3394 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
3395 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
3396 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
3397 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
3398 \param{offset} e \param{count} arrotondati di conseguenza.
3400 La funzione estende quello che è un comportamento normale del
3401 kernel\footnote{per ottimizzare gli accessi al disco il kernel quando si legge
3402 un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre una lettura
3403 anticipata di una certa quantità di dati; questo meccanismo viene chiamato
3404 \textit{readahead}, da cui deriva il nome della funzione.} effettuando la
3405 lettura in cache della sezione richiesta e bloccandosi fintanto che questa non
3406 viene completata. La posizione corrente sul file non viene modificata ed
3407 indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la lettura dei dati si
3408 interrompe una volta raggiunta la fine del file.
3410 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
3411 all'interno del programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
3412 dati saranno necessari in seguito. Si potrà così concentrare in un unico
3413 momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la lettura, così da ottenere
3414 una migliore risposta nelle operazioni successive.
3416 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
3417 POSIX.1-2001 dalla funzione \funcd{posix\_fadvise},\footnote{anche se
3418 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
3419 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
3420 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
3421 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
3422 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
3423 opportune ottimizzazioni; il suo prototipo, che può è disponibile solo se si
3424 definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
3428 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
3430 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
3432 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3433 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3435 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3437 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
3438 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
3439 (come una pipe o un socket).
3440 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
3441 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
3446 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
3447 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
3448 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
3449 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
3450 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
3451 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
3452 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
3453 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}. Si tenga presente comunque
3454 che la funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il
3455 kernel, che utilizza semplicemente l'informazione.
3460 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3462 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3465 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
3466 riguardo le modalità di accesso, il
3467 comportamento sarà identico a quello che si
3468 avrebbe senza nessun avviso.\\
3469 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
3470 accedere ai dati specificati in maniera
3471 sequenziale, a partire dalle posizioni più
3473 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
3474 completamente causale.\\
3475 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
3476 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
3477 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
3480 \caption{Valori dei bit dell'argomento \param{advice} di
3481 \func{posix\_fadvise} che indicano la modalità con cui si intende accedere
3483 \label{tab:posix_fadvise_flag}
3486 Anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della memoria virtuale ed
3487 al meccanismo standard del \textit{readahead} utilizzato dal kernel; in
3488 particolare con \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione
3489 dell'ammontare di dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi
3490 appunto una lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con
3491 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} si disabilita del tutto il suddetto meccanismo,
3492 dato che con un accesso del tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati
3493 immediatamente successivi gli attuali; infine l'uso di
3494 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di riportarsi al comportamento di
3497 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
3498 danno invece inizio ad una lettura in cache della regione del file indicata.
3499 La quantità di dati che verranno letti è ovviamente limitata in base al carico
3500 che si viene a creare sul sistema della memoria virtuale, ma in genere una
3501 lettura di qualche megabyte viene sempre soddisfatta (ed un valore superiore è
3502 solo raramente di qualche utilità). In particolare l'uso di
3503 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può considerare l'equivalente POSIX di
3506 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
3507 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
3508 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
3509 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
3510 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
3511 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
3512 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
3513 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
3515 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
3516 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
3517 specifica per le operazioni di scrittura, \func{posix\_fallocate},\footnote{la
3518 funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94.} che consente di
3519 preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
3520 fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
3521 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
3525 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
3527 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
3529 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
3530 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
3531 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
3533 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3534 valido o non è aperto in scrittura.
3535 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
3537 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
3538 la dimensione massima consentita per un file.
3539 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
3541 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
3543 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
3548 La funzione si assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
3549 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
3550 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
3551 se questa si estende oltre la fine del file le dimensioni di quest'ultimo
3552 saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con successo la
3553 funzione è garantito che una scrittura nella regione indicata non fallirà per
3554 mancanza di spazio disco.
3558 % TODO documentare \func{posix\_fadvise}
3559 % vedi http://insights.oetiker.ch/linux/fadvise.html
3560 % questo tread? http://www.ussg.iu.edu/hypermail/linux/kernel/0703.1/0032.html
3562 % TODO documentare \func{fallocate}, introdotta con il 2.6.23
3563 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
3564 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
3566 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
3567 %\label{sec:file_io_port}
3569 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
3570 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
3576 \section{Il file locking}
3577 \label{sec:file_locking}
3579 \index{file!locking|(}
3581 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
3582 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
3583 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
3584 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
3585 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
3586 in cui essi opereranno.
3588 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
3589 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
3590 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
3591 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
3592 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
3595 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
3596 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
3597 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
3598 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
3599 delle operazioni di scrittura.
3603 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
3604 \label{sec:file_record_locking}
3606 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
3607 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
3608 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
3609 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
3610 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
3611 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
3612 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
3613 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
3614 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
3615 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
3616 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
3617 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
3618 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
3619 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
3620 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
3621 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
3622 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
3623 utilizzando le relative funzioni.
3625 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
3626 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
3627 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
3628 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
3629 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
3630 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
3631 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
3632 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
3633 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
3634 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
3635 proteggere il loro accesso in lettura.
3637 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
3638 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
3639 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
3640 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
3641 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
3642 proteggere il suo accesso in scrittura.
3647 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
3649 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
3651 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
3654 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
3655 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
3658 \caption{Tipologie di file locking.}
3659 \label{tab:file_file_lock}
3662 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
3663 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
3664 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
3665 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
3666 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
3667 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
3669 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
3670 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
3671 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
3672 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
3673 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
3674 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
3675 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
3676 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
3677 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
3678 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
3679 menzionate, nel successo della richiesta.
3681 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
3682 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
3683 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
3684 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
3685 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
3689 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
3690 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
3691 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
3694 \subsection{La funzione \func{flock}}
3695 \label{sec:file_flock}
3697 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
3698 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
3699 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
3700 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
3702 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3704 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3705 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3707 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
3708 specificato \const{LOCK\_NB}.
3713 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
3714 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
3715 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
3716 essere passato utilizzando le costanti riportate in
3717 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
3722 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3724 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3727 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
3728 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
3729 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
3730 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
3731 richiesta di un \textit{file lock}.\\
3734 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
3735 \label{tab:file_flock_operation}
3738 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
3739 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
3740 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
3741 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
3742 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
3743 usare \const{LOCK\_UN}.
3745 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
3746 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
3747 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
3748 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
3749 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
3751 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
3752 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
3753 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
3754 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
3755 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
3756 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
3757 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
3758 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
3759 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
3760 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
3761 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
3762 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
3763 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
3764 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
3765 diversi che aprono lo stesso file.
3769 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
3770 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
3771 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
3772 \label{fig:file_flock_struct}
3775 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
3776 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
3777 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
3778 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
3779 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
3780 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
3781 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
3782 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
3783 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
3784 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
3785 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
3788 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
3789 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
3790 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
3791 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
3792 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
3793 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
3794 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
3795 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
3796 \func{dup} e \func{fork}.
3798 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
3799 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
3800 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
3801 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
3802 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
3803 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
3804 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
3805 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
3806 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
3807 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
3808 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
3810 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
3811 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
3812 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
3813 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
3814 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
3815 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
3816 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
3817 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
3818 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
3819 descriptor, il lock non viene rilasciato.
3821 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
3822 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
3823 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
3824 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
3825 server supportino questa funzionalità.
3828 \subsection{Il file locking POSIX}
3829 \label{sec:file_posix_lock}
3831 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
3832 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
3833 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
3834 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
3835 essa viene usata solo secondo il prototipo:
3836 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
3838 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3840 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3841 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3843 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
3844 \textit{file lock} da parte di altri processi.
3845 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
3846 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
3847 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
3848 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un lock su una regione bloccata da
3849 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
3850 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
3851 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
3852 riconosca sempre questa situazione.
3853 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
3854 di poter acquisire un lock.
3856 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
3860 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
3861 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
3862 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
3863 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
3864 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
3865 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
3866 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
3867 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
3868 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
3871 \begin{figure}[!bht]
3872 \footnotesize \centering
3873 \begin{minipage}[c]{15cm}
3874 \includestruct{listati/flock.h}
3877 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
3879 \label{fig:struct_flock}
3883 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
3884 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
3885 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
3886 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
3887 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
3888 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
3889 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
3890 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
3892 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
3893 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
3894 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
3895 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
3896 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
3897 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
3898 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
3903 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3905 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3908 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
3909 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
3910 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
3913 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
3914 \label{tab:file_flock_type}
3917 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
3918 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
3919 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
3920 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
3921 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
3922 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
3923 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
3925 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
3926 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
3927 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
3928 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
3929 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3930 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
3931 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
3932 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
3933 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
3934 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
3935 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
3936 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
3937 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
3938 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
3939 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
3941 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
3942 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
3943 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
3944 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
3945 con un errore di \errcode{EINTR}.
3948 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
3949 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
3950 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
3951 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
3952 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
3953 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
3954 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
3955 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
3956 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
3957 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
3959 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
3960 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
3961 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
3962 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
3963 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
3964 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
3965 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
3966 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
3967 stato effettivamente acquisito.
3970 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
3971 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
3972 \label{fig:file_flock_dead}
3975 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
3976 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
3977 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
3978 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
3979 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
3980 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
3981 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
3982 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
3983 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
3984 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
3985 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
3986 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
3987 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
3991 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
3992 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
3993 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
3994 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
3995 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
3996 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
3997 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
3998 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
3999 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
4000 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
4001 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
4002 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
4003 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
4004 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
4005 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
4006 \acr{pid} del processo.
4008 \begin{figure}[!bht]
4009 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
4010 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
4011 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
4012 \label{fig:file_posix_lock}
4015 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
4016 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
4017 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
4018 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
4019 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
4020 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
4021 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
4022 ed aggiunto alla lista.
4024 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
4025 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
4026 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
4027 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
4028 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
4029 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
4030 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
4031 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
4032 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
4034 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
4035 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
4036 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
4037 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
4038 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
4039 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
4040 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
4041 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
4042 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
4044 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
4045 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
4046 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
4047 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
4048 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
4049 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
4050 avranno sempre successo.
4052 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
4053 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
4054 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
4055 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
4056 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
4057 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
4058 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
4059 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
4060 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
4061 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
4062 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
4063 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
4064 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
4065 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
4066 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
4067 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
4068 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
4069 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
4071 \begin{figure}[!htb]
4072 \footnotesize \centering
4073 \begin{minipage}[c]{15cm}
4074 \includecodesample{listati/Flock.c}
4077 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
4078 \label{fig:file_flock_code}
4081 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
4082 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
4083 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
4084 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
4085 allegato nella directory dei sorgenti).
4087 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
4088 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
4089 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
4090 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
4091 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
4092 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
4093 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
4094 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
4095 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
4096 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
4097 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
4098 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
4100 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
4101 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
4102 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
4103 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
4104 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
4105 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
4106 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
4107 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
4110 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
4111 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
4112 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
4113 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
4114 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
4115 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
4116 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
4117 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
4118 esegue (\texttt{\small 41}).
4120 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
4121 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
4122 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
4123 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
4124 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
4125 lock vengono rilasciati.
4127 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
4128 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
4129 all'interno di un terminale il seguente comando:
4132 \begin{minipage}[c]{12cm}
4134 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
4137 \end{minipage}\vspace{1mm}
4139 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
4140 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
4141 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
4142 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
4143 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
4144 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
4147 \begin{minipage}[c]{12cm}
4149 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
4150 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4152 \end{minipage}\vspace{1mm}
4154 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
4155 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
4156 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
4157 file con il comando:
4160 \begin{minipage}[c]{12cm}
4162 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4163 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4165 \end{minipage}\vspace{1mm}
4167 se invece blocchiamo una regione con:
4170 \begin{minipage}[c]{12cm}
4172 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
4175 \end{minipage}\vspace{1mm}
4177 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
4178 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
4179 sovrappongono avremo che:
4182 \begin{minipage}[c]{12cm}
4184 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
4185 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4187 \end{minipage}\vspace{1mm}
4189 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
4193 \begin{minipage}[c]{12cm}
4195 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
4198 \end{minipage}\vspace{1mm}
4200 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
4201 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
4204 \begin{minipage}[c]{12cm}
4206 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
4207 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4209 \end{minipage}\vspace{1mm}
4211 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
4213 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
4214 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
4215 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
4219 \begin{minipage}[c]{12cm}
4221 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
4223 \end{minipage}\vspace{1mm}
4225 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
4226 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
4230 \begin{minipage}[c]{12cm}
4232 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4234 \end{minipage}\vspace{1mm}
4236 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
4237 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
4238 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
4239 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
4242 \begin{minipage}[c]{12cm}
4244 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4247 \end{minipage}\vspace{3mm}
4250 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
4251 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
4252 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
4253 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
4256 \begin{minipage}[c]{12cm}
4258 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
4261 \end{minipage}\vspace{1mm}
4263 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
4264 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
4265 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
4266 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
4270 \subsection{La funzione \func{lockf}}
4271 \label{sec:file_lockf}
4273 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
4274 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
4275 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
4276 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
4277 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
4278 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
4280 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
4282 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4283 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4285 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
4286 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
4287 file è mappato in memoria.
4288 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
4289 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
4291 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
4295 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
4296 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
4297 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
4302 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
4304 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4307 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
4308 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
4309 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
4310 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file.\\
4311 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
4312 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
4313 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
4314 con un OR aritmetico dei valori.\\
4317 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
4318 \label{tab:file_lockf_type}
4321 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
4322 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
4323 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
4324 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
4325 affatto equivalente a \func{flock}).
4329 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
4330 \label{sec:file_mand_locking}
4332 \itindbeg{mandatory~locking|(}
4334 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
4335 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
4336 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
4337 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
4338 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
4339 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
4341 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
4342 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
4343 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
4344 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
4345 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
4346 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
4347 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
4348 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
4349 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
4350 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
4351 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
4352 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
4353 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
4354 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
4357 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
4358 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
4359 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
4360 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
4361 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
4362 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
4363 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
4364 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
4365 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
4366 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
4367 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
4368 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
4371 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
4372 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
4373 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
4374 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
4376 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
4377 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
4378 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
4379 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
4380 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
4383 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
4384 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
4385 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
4386 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
4388 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
4389 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
4390 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
4391 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
4394 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
4395 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
4396 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
4397 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
4398 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
4399 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
4400 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
4401 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
4402 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
4404 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
4405 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
4406 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
4407 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
4408 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
4409 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
4410 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
4411 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
4412 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
4413 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
4414 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
4415 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
4416 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
4417 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
4418 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
4419 possibilità di modificare il file.
4421 \index{file!locking|)}
4423 \itindend{mandatory~locking|(}
4426 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4427 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4428 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4429 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4430 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4431 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4432 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4433 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4434 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4435 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4436 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4437 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4438 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4439 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4440 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4441 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4442 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4443 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4444 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4445 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
4446 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
4447 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
4448 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
4449 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
4450 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
4451 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
4452 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
4453 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
4454 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
4455 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
4456 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
4457 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
4458 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
4459 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
4460 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
4461 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
4462 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
4463 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
4464 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
4465 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
4466 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
4467 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
4468 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
4469 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
4470 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
4471 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
4472 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
4475 %%% Local Variables:
4477 %%% TeX-master: "gapil"
4479 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG