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