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12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
33 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
34 sequenza in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
98 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
101 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
102 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
103 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
104 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
105 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
106 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
107 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
109 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
110 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
111 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
112 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
113 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
119 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
121 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
123 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
126 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
127 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
130 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
131 \label{tab:file_file_lock}
134 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
135 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
136 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
137 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
138 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
139 un \textit{write lock}).
142 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
143 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
144 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
147 \subsection{La funzione \func{flock}}
148 \label{sec:file_flock}
150 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
151 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
152 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
157 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
158 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
161 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
162 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
164 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
165 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
166 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
167 per \param{operation}.
168 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
170 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
171 specificato \const{LOCK\_NB}.
173 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
177 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
178 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
179 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
180 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
181 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
186 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
188 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
191 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
192 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
193 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
194 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
195 richiesta di un \textit{file lock}.\\
198 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
199 \label{tab:file_flock_operation}
202 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
203 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
204 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
205 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
206 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
207 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
208 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
210 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
211 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
212 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
213 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
214 facendo fallire la riacquisizione.
216 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
217 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
218 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
219 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
220 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
223 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
224 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
225 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
226 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
227 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
228 per entrambe le interfacce.
230 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
231 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
232 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
233 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
234 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
235 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \itindex{inode}
236 \textit{inode}, dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono
237 avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
239 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
240 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked
241 list} di strutture \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata
242 dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura
243 \kstruct{inode} (per le definizioni esatte si faccia riferimento al file
244 \file{include/linux/fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
245 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
246 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease}
247 (\const{FL\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
251 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
252 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
253 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
254 \label{fig:file_flock_struct}
257 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
258 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
259 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
260 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
261 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
262 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
263 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
264 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
265 lock} un puntatore alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
266 da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare. Il
267 puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e
268 viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
270 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
271 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
272 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
273 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
274 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
275 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
276 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
277 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
278 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
280 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
281 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
282 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
283 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
284 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
285 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
286 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
287 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
288 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
289 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
290 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
293 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
294 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
295 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
296 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
297 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
298 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
299 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
300 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
301 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
302 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
305 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
306 \label{sec:file_posix_lock}
308 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
309 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
310 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
311 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
312 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
317 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
318 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
321 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
322 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
324 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
325 \textit{file lock} da parte di altri processi.
326 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
327 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
328 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
329 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
330 riconosca sempre questa situazione.
331 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
332 di poter acquisire un \textit{file lock}.
333 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
334 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
335 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
337 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
340 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
341 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
342 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
343 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
344 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
345 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
346 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
347 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
348 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
349 con un'altra regione bloccata.
352 \footnotesize \centering
353 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
354 \includestruct{listati/flock.h}
357 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
358 \textit{file locking}.}
359 \label{fig:struct_flock}
362 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
363 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
364 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
365 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
366 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
367 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
368 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
369 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
371 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
372 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
373 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
374 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
375 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
376 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
377 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
379 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
380 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
381 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
382 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
383 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
384 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
385 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
386 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
388 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
389 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
390 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
391 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
392 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
393 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
394 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
400 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
402 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
405 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
406 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
407 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
410 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
411 \label{tab:file_flock_type}
414 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
415 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
416 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
417 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
419 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
420 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
421 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
422 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
423 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
424 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
425 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
426 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
427 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
428 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
429 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
430 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
431 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
432 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
433 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
434 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
435 con un errore di \errcode{EINTR}.
438 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
439 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
440 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
441 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
442 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
443 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
444 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
445 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
446 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
447 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
448 per indicare quale è la regione bloccata.
450 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
451 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
452 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
453 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
454 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
455 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
456 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
457 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
458 stato effettivamente acquisito.
461 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
462 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
463 \label{fig:file_flock_dead}
466 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
467 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
468 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
469 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
470 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
471 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
472 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
473 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
474 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
475 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
476 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
477 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
478 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
481 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
482 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
483 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
484 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
485 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
486 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
487 evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
488 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
489 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
490 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
491 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
492 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
493 sempre associato \itindex{inode} all'\textit{inode}, solo che in questo caso
494 la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una voce nella
495 \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del \ids{PID} del
499 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
500 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
501 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
502 \label{fig:file_posix_lock}
505 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
506 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
507 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
508 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
509 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
510 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
511 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
512 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
514 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
515 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
516 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
517 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
518 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
519 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
520 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
521 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
522 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
524 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
525 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
526 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
527 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
528 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
529 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
530 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
531 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
532 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
534 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
535 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
536 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
537 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
538 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
539 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
540 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
541 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
542 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
543 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
544 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
545 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
546 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
548 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
549 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
550 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
551 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
552 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
553 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
554 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
555 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
557 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
558 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
559 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
560 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
561 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
563 \begin{figure}[!htbp]
564 \footnotesize \centering
565 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
566 \includecodesample{listati/Flock.c}
569 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
570 \label{fig:file_flock_code}
573 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
574 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
575 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
576 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
577 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
579 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
580 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
581 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
582 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
583 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
584 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
585 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
586 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
587 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
588 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
589 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
590 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
593 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
594 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
595 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
596 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
597 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
598 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
599 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
600 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
603 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
604 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
605 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
606 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
607 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
608 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
609 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
610 immediate si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
611 si esegue (\texttt{\small 41}).
613 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
614 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
615 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
616 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
617 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
618 tutti i blocchi vengono rilasciati.
620 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
621 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
622 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
625 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
629 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
630 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
631 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
632 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
633 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
634 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
637 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
638 Failed lock: Resource temporarily unavailable
641 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
642 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
643 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
644 del file con il comando:
647 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
648 Failed lock: Resource temporarily unavailable
651 se invece blocchiamo una regione con:
654 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
658 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
659 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
660 regioni si sovrappongono avremo che:
663 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
664 Failed lock: Resource temporarily unavailable
667 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
671 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
675 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
676 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
679 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
680 Failed lock: Resource temporarily unavailable
683 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
685 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
686 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
687 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
691 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
694 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
695 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
696 essere acquisito otterremo:
699 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
702 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
703 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
704 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
705 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
708 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
713 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
714 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
715 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
716 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
720 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
724 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
725 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
726 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
727 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
729 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
730 % \label{sec:file_lockf}
732 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
733 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
734 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
735 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
736 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
737 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
738 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
739 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
740 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
745 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
746 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
749 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
750 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
752 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
753 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
755 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
756 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
757 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
759 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
760 che hanno con \funcd{fcntl}.
764 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
765 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
766 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
767 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
768 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
769 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
770 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
771 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
772 ad un valore infinito positivo).
776 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
777 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
778 \label{fig:file_lockf_boundary}
781 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
782 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
783 consentiti sono i seguenti:
785 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
786 \item[\const{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
787 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
788 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
789 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
790 \item[\const{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
791 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
792 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
793 \item[\const{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
794 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
795 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
796 \item[\const{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
797 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
798 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
799 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
800 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
803 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
804 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
805 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
806 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
807 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
808 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
809 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
813 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
814 \label{sec:file_mand_locking}
816 \itindbeg{mandatory~locking}
818 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
819 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
820 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
821 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
822 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
823 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
825 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
826 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} dei permessi dei
827 file. Se si ricorda quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso
828 viene di norma utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene
829 eseguito un programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del
830 permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza
831 permesso di esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory
832 locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In
833 questo modo una combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in
834 quanto senza significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del
835 \textit{mandatory locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare
836 quanto detto in sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit
837 \acr{sgid} viene cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su
838 un file, questo non vale quando esso viene utilizzato per attivare il
839 \textit{mandatory locking}.}
841 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
842 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
843 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
844 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
845 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
846 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
847 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
848 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
849 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
850 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
851 filesystem in fase di montaggio, specificando l'apposita opzione di
852 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione
853 \code{-o mand} per il comando omonimo.
855 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
856 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
857 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
858 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
861 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
862 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
863 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
864 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
865 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
866 direttamente il \textit{file locking}.
868 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
869 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
870 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
871 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
874 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
875 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
876 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
877 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
878 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
880 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
881 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
882 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
883 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
884 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
885 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
886 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
887 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
888 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
890 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
891 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
892 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
893 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
894 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
895 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
896 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
897 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
898 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
899 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
900 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
901 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
902 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
903 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
904 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
905 possibilità di modificare il file.
907 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
908 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
909 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
910 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
911 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
912 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
913 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
914 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
917 \itindend{file~locking}
919 \itindend{mandatory~locking}
922 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
923 \label{sec:file_multiplexing}
926 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
927 su molti file usando le funzioni illustrate in
928 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
929 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
930 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
931 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
932 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
936 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
937 \label{sec:file_noblocking}
939 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
940 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
941 che in certi casi le funzioni di I/O eseguite su un file descritor possono
942 bloccarsi indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i
943 quali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può
944 avvenire per alcuni \index{file!di~dispositivo} file di dispositivo, come ad
945 esempio una seriale o un terminale, o con l'uso di file descriptor collegati a
946 meccanismi di intercomunicazione come le \textit{pipe} (vedi
947 sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In
948 casi come questi ad esempio una operazione di lettura potrebbe bloccarsi se
949 non ci sono dati disponibili sul descrittore su cui la si sta effettuando.
951 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
952 ci si trova ad affrontare nella gestione delle operazioni di I/O: la necessità
953 di operare su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
954 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può
955 avvenire. Un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la
956 problematica in dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati
957 in ingresso prevenienti da vari client.
959 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
960 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
961 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
962 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
963 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
964 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi, quando la conclusione
965 dell'operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
966 ``\textsl{disponibile}'', si potrebbe addirittura arrivare ad un
967 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
969 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
970 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
971 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
972 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
973 di lettura o scrittura eseguite sul file che si sarebbero bloccate ritornano
974 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
975 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
976 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
977 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
978 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
979 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
980 che nella gran parte dei casi falliranno.
982 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
983 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
984 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
985 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
986 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
987 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
988 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
991 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
992 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
993 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
994 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
995 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
996 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
999 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
1000 \label{sec:file_select}
1002 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1003 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1004 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1005 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1006 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1007 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, in precedenza
1008 occorreva includere \texttt{sys/time.h}, \texttt{sys/types.h} e
1012 \fhead{sys/select.h}
1013 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1015 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1016 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1019 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1020 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1022 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1023 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1024 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1025 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1026 o un valore non valido per \param{timeout}.
1028 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1031 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1032 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1033 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1034 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1037 \itindbeg{file~descriptor~set}
1039 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1040 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1041 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1042 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1043 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1044 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1045 opportune macro di preprocessore:
1050 \fhead{sys/select.h}
1051 \fdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1052 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1053 \fdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1054 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1055 \fdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1056 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1057 \fdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1058 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1063 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1064 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1065 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1066 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, come
1067 nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso
1068 indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor
1069 set}, ed il suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1070 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1072 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1073 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1074 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1075 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1076 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1078 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1079 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1080 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1081 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1082 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1083 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1084 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1085 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1086 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1087 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1088 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1089 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1090 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1092 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1093 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1094 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1095 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1096 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1097 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1098 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1099 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1100 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1101 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1104 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1105 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1106 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1107 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1108 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1109 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1111 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1112 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1113 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1114 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1115 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1116 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1117 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1118 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1119 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1122 \itindend{file~descriptor~set}
1124 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1125 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1126 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1127 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1128 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1129 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1130 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1131 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1133 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1134 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1135 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1136 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1137 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1138 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1139 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1140 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1141 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1142 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1143 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1145 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1146 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1147 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1148 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1149 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1150 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1151 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1153 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1154 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1155 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1156 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1157 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1158 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1160 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1161 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1162 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1163 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1164 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1165 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1166 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1167 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1168 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1169 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1170 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1171 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1172 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1173 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1174 \begin{prototype}{sys/select.h}
1175 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1176 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1178 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1181 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1182 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1183 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1185 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1187 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1188 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1189 o un valore non valido per \param{timeout}.
1191 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1194 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1195 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1196 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1197 caso di interruzione.\footnote{in realtà la \textit{system call} di Linux
1198 aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1199 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1200 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX
1201 che richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre
1202 prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask} che è il puntatore ad una
1203 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali (si veda
1204 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1205 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1208 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1209 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1210 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1211 utilizzare il gestore per impostare una \index{variabili!globali} variabile
1212 globale e controllare questa nel corpo principale del programma; abbiamo visto
1213 in sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili
1214 \itindex{race~condition} \textit{race condition}, per cui diventa essenziale
1215 utilizzare \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima
1216 di eseguire il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative
1217 operazioni, onde evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il
1218 controllo, che andrebbe perso.
1220 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1221 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1222 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1223 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1224 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1225 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1226 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1227 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1228 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1230 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1231 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1232 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1233 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1234 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1235 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1236 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1237 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1238 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
1239 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1240 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1241 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1242 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1243 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
1244 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
1246 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1247 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1248 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1249 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1252 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1253 \label{sec:file_poll}
1255 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1256 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1257 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1258 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1259 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1261 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1262 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1264 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1267 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1268 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1269 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1271 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1273 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1274 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1275 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1277 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1280 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1281 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1282 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1283 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1284 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1285 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1286 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1287 \textsl{non-bloccante}).
1289 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1290 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1291 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1292 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1293 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1294 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1295 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1296 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1297 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1298 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1299 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1300 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1302 \begin{figure}[!htb]
1303 \footnotesize \centering
1304 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1305 \includestruct{listati/pollfd.h}
1308 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1309 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1310 \label{fig:file_pollfd}
1313 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1314 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1315 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1316 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1317 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1318 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1319 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1324 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1326 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1329 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1330 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1331 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1332 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1335 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1336 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1337 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1339 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1340 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1341 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1342 socket.\footnotemark\\
1343 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1345 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1348 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1349 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1350 \label{tab:file_pollfd_flags}
1353 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1354 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1355 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1356 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1357 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1358 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1360 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1361 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1362 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1363 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1364 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1365 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1366 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1367 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1368 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1369 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1370 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1372 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1373 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1374 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1375 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1376 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1377 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1378 file, definirla soltanto prima di includere \headfile{sys/poll.h} non è
1381 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1382 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1383 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1384 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1385 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1386 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1387 tramite \var{errno}.
1389 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1390 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1391 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1392 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1393 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1394 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1395 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1396 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1397 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1398 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1401 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1402 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1403 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1404 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1405 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1408 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1409 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1410 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1411 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1412 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1414 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1415 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1416 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1417 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1419 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1420 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1421 const sigset\_t *sigmask)}
1423 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1426 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1427 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1428 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1430 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1432 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1433 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1434 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1436 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1439 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1440 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1441 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1442 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1443 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1444 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1445 del seguente codice:
1446 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1448 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1449 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1450 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1451 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1452 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1453 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1454 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1455 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1456 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1460 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1461 \label{sec:file_epoll}
1465 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1466 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1467 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1468 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1469 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1470 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1471 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1472 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1473 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1475 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1476 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1477 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1478 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1479 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1480 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1481 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1482 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1483 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1484 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1485 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1487 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1488 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1489 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1490 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1491 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1492 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1493 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1494 presentano attività.
1496 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1497 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1498 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1499 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1500 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1501 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1502 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1503 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1504 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1505 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1506 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1507 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1510 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1511 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1512 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1513 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1514 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1515 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1516 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1517 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1518 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1520 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1521 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1522 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1523 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1524 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1525 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1526 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1527 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1528 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1529 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1530 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1532 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1533 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1534 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1535 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1536 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1537 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1538 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1539 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1540 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1541 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1544 \headdecl{sys/epoll.h}
1546 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1547 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1549 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1551 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1552 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1553 assumerà uno dei valori:
1555 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1556 positivo o non valido per \param{flags}.
1557 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1559 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1560 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1561 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1562 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1568 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1569 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1570 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1571 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1572 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1573 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1574 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1575 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1576 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1577 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1578 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1580 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1581 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1582 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1583 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1584 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1585 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1586 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1587 \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1588 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1590 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1591 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1592 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1593 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1594 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1595 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1597 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1599 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1600 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1602 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1604 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1605 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1606 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1607 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1608 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1609 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1610 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1611 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1612 l'operazione richiesta.
1613 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1614 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1615 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1616 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1621 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1622 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1623 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1624 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1625 delle operazioni cui fanno riferimento.
1630 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1632 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1635 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1636 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1637 controllati tramite \param{epfd}, in
1638 \param{event} devono essere specificate le
1639 modalità di osservazione.\\
1640 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1641 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1643 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1644 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1647 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1648 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1649 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1652 % aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE con il kernel 3.7, vedi
1653 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1655 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1656 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1657 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1658 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1659 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1660 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1662 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1663 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1664 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1665 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1666 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1667 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1668 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1669 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1670 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1673 \begin{figure}[!htb]
1674 \footnotesize \centering
1675 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1676 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1679 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1680 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1682 \label{fig:epoll_event}
1685 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1686 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1687 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1688 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1689 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1691 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1692 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1693 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1694 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1695 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1696 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1697 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1698 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1699 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1700 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1701 identificazione del file descriptor.
1706 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1708 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1711 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1712 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1713 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1714 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1715 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1716 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1717 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1719 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1720 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1721 disponibili in lettura (analogo di
1722 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1723 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1725 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1726 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1727 viene comunque riportata in uscita, e non è
1728 necessaria impostarla in ingresso.\\
1729 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1730 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1731 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1732 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1733 triggered} per il file descriptor associato.\\
1734 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1735 descriptor associato.\footnotemark\\
1738 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1739 \struct{epoll\_event}.}
1740 \label{tab:epoll_events}
1743 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1744 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1745 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1747 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1750 % TODO aggiunto EPOLLWAKEUP con il 3.5
1753 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1754 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1755 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1756 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1757 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1758 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1759 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1760 funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1761 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1762 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1763 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1766 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1768 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1769 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1770 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1771 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1772 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1773 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1774 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1776 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1777 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1778 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1779 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1780 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1782 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1783 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1784 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1785 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1786 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1787 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1788 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1789 logica \textit{edge triggered}.}
1791 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1792 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1793 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1794 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1795 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1796 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1797 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1798 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1800 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1801 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1802 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1803 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1804 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1807 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1809 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1810 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1811 assumerà uno dei valori:
1813 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1814 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1815 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1816 della scadenza di \param{timeout}.
1817 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1818 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1823 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1824 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1825 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1826 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1827 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1828 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1829 con l'argomento \param{maxevents}.
1831 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1832 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1833 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1834 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1835 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1836 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1839 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1840 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1841 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1842 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1843 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1844 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1845 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1846 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1847 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1849 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1850 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1851 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1852 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1853 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1854 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1855 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1856 luce delle modifiche.
1858 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1859 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1860 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1861 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1862 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1863 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1864 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1865 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1866 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1867 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1869 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1870 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1871 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1872 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1873 che consenta di reimpostare all'uscita una \index{maschera~dei~segnali}
1874 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1875 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}; in questo caso la
1876 funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata
1877 introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di
1878 \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1879 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1880 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1881 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1883 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1886 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1887 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1888 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1892 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1893 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1894 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1895 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1896 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1897 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1899 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1900 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1901 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1902 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1903 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1904 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1905 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1910 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1911 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1913 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1914 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1915 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1916 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1917 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1918 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1919 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1921 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1922 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1923 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1924 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1925 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1926 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1927 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1928 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1929 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1930 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1932 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1933 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1934 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1935 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1936 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1937 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1938 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1939 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1940 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1941 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte
1942 e devono essere riavviate.}
1944 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1945 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1946 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1947 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1948 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1949 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1950 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1951 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1952 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
1953 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1954 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1955 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1957 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1958 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
1959 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1960 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1961 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1962 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1963 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1965 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1966 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1967 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1968 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1969 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
1970 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
1971 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1972 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
1973 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
1975 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1976 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è
1977 l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono infatti due
1978 versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
1979 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1980 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
1981 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
1982 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
1983 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
1984 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
1985 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
1986 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1987 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1989 Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.
1991 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1992 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1995 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1996 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1997 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1998 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1999 descriptor di \func{signalfd}.
2000 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2001 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2002 associati al file descriptor.
2004 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2008 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2009 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2010 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2011 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2012 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2013 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2014 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2015 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2016 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2018 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2019 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2020 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
2021 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
2022 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
2023 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
2024 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
2025 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
2026 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
2028 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2029 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2030 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2031 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
2032 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2033 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.} L'argomento deve essere
2034 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2035 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2040 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2042 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2045 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2046 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2047 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2048 chiusura automatica del file descriptor nella
2049 esecuzione di \func{exec}.\\
2052 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2053 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2054 \label{tab:signalfd_flags}
2057 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2058 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2059 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2060 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2061 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2062 installato in precedenza).\footnote{il blocco non ha invece nessun effetto sul
2063 file descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile
2064 pertanto ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.}
2065 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2066 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2067 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2068 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2069 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2071 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2072 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2073 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2074 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2075 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2077 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2078 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2079 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2080 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2081 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2082 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2083 soltanto una volta.\footnote{questo significa che tutti i file descriptor su
2084 cui è presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le
2085 funzioni di \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su
2086 uno di essi il segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non
2087 saranno più disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una
2088 ulteriore occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.}
2090 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2091 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2092 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2093 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2094 imposto con \func{sigprocmask}.
2096 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2097 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2098 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2099 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2100 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2101 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2102 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2103 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2104 pendenti attraverso una \func{exec}.
2106 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2107 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2108 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2109 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2110 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2111 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2112 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2113 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2115 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2116 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2117 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2118 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2119 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2120 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2121 successivo con \func{fcntl}.
2123 \begin{figure}[!htb]
2124 \footnotesize \centering
2125 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2126 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2129 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2130 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2131 \label{fig:signalfd_siginfo}
2134 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2135 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2136 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2137 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2138 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2139 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2140 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2141 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2142 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2144 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2145 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2146 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2147 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2148 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2149 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2150 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2151 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2153 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2154 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2155 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2156 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2157 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2158 \texttt{FifoReporter.c}).
2160 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2161 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2162 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2163 (\texttt{\small 12--16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2164 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2165 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2168 \begin{figure}[!htbp]
2169 \footnotesize \centering
2170 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2171 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2174 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2175 \file{FifoReporter.c}.}
2176 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2179 Il primo passo (\texttt{\small 19--20}) è la creazione di un file descriptor
2180 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2181 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2182 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2183 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2184 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22--25})
2185 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2186 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2187 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28--29}) di
2188 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2189 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30--33}) dovrà essere aggiunto con
2190 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2192 Occorrerà infine (\texttt{\small 35--38}) creare la \textit{named fifo} se
2193 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39--40}); una
2194 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2195 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2196 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2199 \begin{figure}[!htbp]
2200 \footnotesize \centering
2201 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2202 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2205 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2206 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2209 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2210 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2--45}) che si è riportato in
2211 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2212 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2213 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2--3}) la presenza di un file
2214 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait},\footnote{si ricordi che
2215 entrambi i file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in
2216 osservazioni per eventi di tipo \const{EPOLLIN}.} che si bloccherà fintanto
2217 che non siano stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un
2218 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2219 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2220 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2221 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2224 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2225 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2226 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5--44}) sul numero
2227 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2228 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2229 del file descriptor riconosciuto come pronto.\footnote{controllando cioè a
2230 quale dei due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2231 \var{events[i].data.fd}.}
2233 Il primo condizionale (\texttt{\small 6--24}) è relativo al caso che si sia
2234 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2235 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2236 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2237 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2238 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8--24}) che prosegue fintanto che vi
2239 siano dati da leggere.
2241 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9--14}) se il valore di
2242 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2243 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2244 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2245 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati.\footnote{si ricordi come
2246 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2247 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2248 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non
2249 vi saranno più dati da leggere.}
2251 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2252 (\texttt{\small 19--20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2253 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf}\footnote{per la
2254 stampa si è usato il vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale
2255 corrisponde il nome del segnale avente il numero corrispondente, la cui
2256 definizione si è omessa dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init}
2257 per brevità.} ed il \textit{pid} del processo da cui lo ha ricevuto; inoltre
2258 (\texttt{\small 21--24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2259 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2260 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2263 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26--39}) è invece relativo al caso in
2264 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2265 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2266 letture in un ciclo (\texttt{\small 28--39}) ripetendole fin tanto che la
2267 funzione \func{read} non restituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2268 (\texttt{\small 29--35}).\footnote{il procedimento è lo stesso adottato per il
2269 file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso
2270 di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si
2271 stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.} Se invece vi
2272 sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small 36}) una
2273 terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto (\texttt{\small
2274 37--38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2275 (\texttt{\small 40--44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2276 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2277 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2279 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2280 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2281 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2283 piccardi@hain:~/gapil/sources$ ./a.out
2284 FifoReporter starting, pid 4568
2287 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2289 root@hain:~# echo prova > /tmp/reporter.fifo
2297 mentre inviando un segnale:
2299 root@hain:~# kill 4568
2307 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2314 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2323 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2324 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2325 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2326 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2327 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2328 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2329 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2330 timer.\footnote{in realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd}
2331 per ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia
2332 semplifica notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola
2333 \textit{system call}.}
2335 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2336 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2337 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2338 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2339 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2340 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2341 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2342 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2343 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione prevista, quella che
2344 consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui prototipo è:
2345 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2346 {int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2348 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2350 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2351 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2354 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2355 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2356 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2357 precedenti il 2.6.27.
2358 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2359 descriptor di \func{signalfd}.
2360 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2361 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2362 associati al file descriptor.
2364 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2368 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2369 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2370 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2371 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2372 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2373 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2374 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2375 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2376 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2377 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2378 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2383 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2385 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2388 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2389 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2390 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2391 chiusura automatica del file descriptor nella
2392 esecuzione di \func{exec}.\\
2395 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2396 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2398 \label{tab:timerfd_flags}
2401 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2402 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2403 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2404 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec},\footnote{a
2405 meno che non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2406 \const{TFD\_CLOEXEC}.} e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2407 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2408 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2409 timer impostati con le funzioni ordinarie.\footnote{si ricordi infatti che,
2410 come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali
2411 pendenti nel padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.}
2413 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2414 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2415 periodicità di ripetizione, per farlo si usa la funzione omologa di
2416 \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2417 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2418 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2419 {int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2420 const struct itimerspec *new\_value,
2421 struct itimerspec *old\_value)}
2423 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2425 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2426 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2429 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2431 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2432 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2433 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2434 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2440 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2441 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2442 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2443 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2444 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2445 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2447 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2448 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2449 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2450 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2451 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2452 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2453 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2454 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2455 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2456 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2457 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2459 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2460 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2461 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2462 {int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2464 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2466 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2467 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2470 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2472 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2473 con \func{timerfd\_create}.
2474 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2483 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2484 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2486 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2487 dalla ultima impostazione
2490 usato per leggere le notifiche delle scadenze dei timer. Queste possono essere
2491 ottenute leggendo in maniera ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2496 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2497 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2498 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2499 % http://lwn.net/Articles/245533/
2500 % http://lwn.net/Articles/267331/
2503 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2504 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2506 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2507 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2508 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2509 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2510 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2511 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2512 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2513 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2514 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2515 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2516 operazioni di I/O volute.
2519 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2520 \label{sec:signal_driven_io}
2522 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2524 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2525 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2526 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2527 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2528 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2529 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2530 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2531 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2532 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2533 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2534 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2535 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2538 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2539 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2540 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2541 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2542 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2543 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2544 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2545 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2546 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2547 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2548 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2551 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2553 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2554 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2555 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2556 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2557 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2558 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2559 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2560 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2561 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2562 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2565 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2566 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2567 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2568 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2569 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2570 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2571 verrebbero notificati una volta sola.
2573 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2574 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2575 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2576 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2577 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2578 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2579 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2581 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2582 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2583 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2584 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2585 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2586 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2587 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2588 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2589 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2591 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2592 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2593 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2594 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2595 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2596 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2597 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2600 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2601 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2602 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2603 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2604 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2605 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2606 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2607 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2608 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2609 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2611 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2613 \itindend{signal~driven~I/O}
2617 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2618 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2620 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2621 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2622 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2623 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2624 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2625 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2626 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2627 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2628 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2629 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2630 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2631 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2632 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2635 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2636 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2637 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2638 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2639 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2640 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2641 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2642 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2643 nessuna funzionalità di notifica.
2645 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2646 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2647 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2648 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2649 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2650 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2651 \itindex{polling} \textit{polling}.
2653 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2654 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2655 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2656 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2657 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2658 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2659 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2661 \itindbeg{file~lease}
2663 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2664 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2665 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2666 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2667 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2669 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2670 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2671 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2672 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2673 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2674 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2675 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2676 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2677 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2678 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2680 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2681 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2682 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2683 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2684 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2685 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2687 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2688 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2689 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2690 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2691 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2692 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2693 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2694 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2699 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2701 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2704 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2705 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2706 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2709 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2710 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2711 \const{F\_GETLEASE}.}
2712 \label{tab:file_lease_fctnl}
2715 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2716 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2717 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2718 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2719 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2720 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2722 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2723 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2724 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2725 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2726 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2727 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2728 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2729 \textit{lease} su qualunque file.
2731 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2732 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2733 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2734 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2735 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2736 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2737 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2738 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2739 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2740 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2741 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2742 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2743 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2744 operazioni di lettura e scrittura.
2746 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2747 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2748 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2749 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2750 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2751 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2752 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2753 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2754 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2755 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2758 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2759 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2760 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2761 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2762 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2763 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2764 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2765 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2766 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2768 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2769 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2770 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2771 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2772 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2773 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2774 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2775 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2776 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2780 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2781 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2782 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2783 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2784 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2785 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2786 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2787 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2788 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2789 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2790 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2791 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2792 \struct{siginfo\_t}.
2794 \itindend{file~lease}
2799 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2801 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2804 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2805 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2806 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2807 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2808 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2809 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2810 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2811 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2812 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2814 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2815 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2816 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2817 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2818 directory (con \func{rename}).\\
2819 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2820 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2822 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2826 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2827 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2828 \label{tab:file_notify}
2831 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2832 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2833 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2834 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2835 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2836 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2837 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2839 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2840 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2841 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2842 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2843 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2844 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2845 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2846 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2847 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2848 specificare un valore nullo.
2852 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2853 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2854 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2855 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2856 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2857 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2858 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2860 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2861 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2862 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2863 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2864 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2865 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2866 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2867 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2868 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2872 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2873 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2874 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2875 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2876 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2877 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2878 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2879 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2880 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2882 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2883 {int inotify\_init(void)}
2885 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2887 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2888 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2890 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2891 \textit{inotify} consentite all'utente.
2892 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2894 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2900 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2901 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2902 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2903 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2904 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2905 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2906 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2907 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2908 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2909 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2910 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2911 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2912 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2913 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2914 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2916 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2917 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2918 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2919 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2920 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
2921 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
2922 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
2923 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
2924 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
2925 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
2926 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
2927 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
2928 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
2930 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2931 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2932 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2933 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2934 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2935 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2936 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2937 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2938 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2940 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2942 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2943 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2945 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2946 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2947 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2948 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2949 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2951 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2954 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2955 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2956 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2957 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2958 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2959 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2960 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2961 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2962 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2963 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2964 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2965 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2966 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2967 un solo file descriptor.
2969 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2970 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2971 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2972 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2973 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2974 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2975 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2976 flag della prima parte.
2981 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2983 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2986 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2988 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2989 dell'\itindex{inode} \textit{inode}
2990 (o sugli attributi estesi, vedi
2991 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2992 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2994 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2996 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2997 directory in una directory sotto
2999 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3000 directory in una directory sotto
3002 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3003 directory) sotto osservazione.\\
3004 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3005 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3006 directory) sotto osservazione.\\
3007 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3008 directory sotto osservazione.\\
3009 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3010 directory sotto osservazione.\\
3011 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3013 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3014 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3015 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3016 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3017 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3018 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3019 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3023 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3024 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3025 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3026 \label{tab:inotify_event_watch}
3029 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3030 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3031 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3032 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3033 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3034 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3035 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3036 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3037 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3042 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3044 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3047 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3049 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3050 nell'argomento \param{mask}, invece di
3052 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3053 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3055 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3056 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3057 quelli per i file che contiene.\\
3060 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3061 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3062 modalità di osservazione.}
3063 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3066 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3067 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3068 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3069 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3070 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3072 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3073 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3074 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3075 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3076 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3077 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3078 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3079 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3080 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3082 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3083 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3084 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3085 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3086 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3087 sarà più notificato.
3089 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3090 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3091 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3092 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3093 la eventuale rimozione dello stesso.
3095 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3096 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3098 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3099 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3101 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3103 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3104 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3106 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3108 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3109 non è associato ad una coda di notifica.
3114 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3115 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3116 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3117 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3118 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3119 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3120 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3121 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3122 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3123 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3124 \func{inotify\_rm\_watch}.
3126 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3127 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3128 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3129 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3130 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3131 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3132 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3133 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3135 \begin{figure}[!htb]
3136 \footnotesize \centering
3137 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3138 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3141 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3142 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3143 \label{fig:inotify_event}
3146 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3147 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3148 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3149 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3150 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3151 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3152 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3153 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3154 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3155 il numero di file che sono cambiati.
3157 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3158 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3159 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3160 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3161 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3162 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3163 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3164 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3165 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3166 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3167 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3172 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3174 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3177 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3178 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3179 che in maniera implicita per la rimozione
3180 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3181 filesystem su cui questo si trova.\\
3182 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3183 (consente così di distinguere, quando si pone
3184 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3185 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3187 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3188 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3189 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3190 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3191 osservazione è stato smontato.\\
3194 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3195 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3196 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3199 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3200 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3201 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3202 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3203 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3204 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3206 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3207 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3208 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3209 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3210 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3212 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3213 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3214 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3215 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3216 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3217 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3218 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3219 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3220 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3221 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3222 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3223 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3225 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3226 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3227 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3228 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3229 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3230 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3232 \begin{figure}[!htbp]
3233 \footnotesize \centering
3234 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3235 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3238 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3239 \label{fig:inotify_monitor_example}
3242 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3243 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
3244 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3245 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3246 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3247 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3250 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
3251 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3252 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3253 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3254 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3255 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3256 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3257 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3258 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3259 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3261 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3262 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3263 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3264 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3265 si saranno verificati eventi.
3267 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3268 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3269 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3270 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3271 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3272 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3273 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
3274 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
3275 interruzione della \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si
3278 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3279 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3280 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3281 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3282 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3283 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3284 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3285 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3286 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3287 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3288 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3289 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3291 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3292 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
3293 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3294 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3295 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3296 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3297 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3298 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3299 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3300 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3301 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3302 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3303 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3304 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3306 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3307 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3310 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
3312 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3315 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3319 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3320 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3321 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3322 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3323 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3324 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3325 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3326 tale evenienza non si verificherà mai.
3328 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3329 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3330 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3331 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3332 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3333 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3334 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3335 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3336 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3337 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3338 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3339 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3340 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3341 chiamata di \func{read}.
3343 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3344 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3345 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3346 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3347 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3348 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3349 raggruppati in un solo evento.
3353 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3354 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3357 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3358 \label{sec:file_asyncronous_io}
3360 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3361 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3364 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3365 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3366 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3367 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3368 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3369 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3370 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3372 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3373 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3374 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente),
3375 essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor
3376 per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.
3377 Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono
3378 vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3379 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3382 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3383 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3384 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3385 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3386 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3387 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3388 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3391 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3392 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3393 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3394 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3395 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3396 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3397 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3399 \begin{figure}[!htb]
3400 \footnotesize \centering
3401 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3402 \includestruct{listati/aiocb.h}
3405 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3407 \label{fig:file_aiocb}
3410 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3411 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3412 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3413 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3414 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3415 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3416 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3417 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3418 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3419 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3420 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3421 del blocco di dati da trasferire.
3423 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3424 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3425 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3426 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3427 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3428 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3429 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3430 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3431 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3432 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3433 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3435 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3436 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3437 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3438 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3439 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3441 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3442 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3443 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3444 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3448 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3449 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3451 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3452 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3455 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3456 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3458 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3459 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3460 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3461 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3462 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3467 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3468 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3469 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3470 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3471 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3472 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3473 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3474 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3477 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3478 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3479 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3480 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3481 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3482 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3483 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3484 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3485 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3487 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3488 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3489 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3490 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3491 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3492 errore; il suo prototipo è:
3493 \begin{prototype}{aio.h}
3494 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3496 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3499 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3500 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3504 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3505 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3506 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3507 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3508 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3509 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3510 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3511 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3512 \func{write} e \func{fsync}.
3514 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3515 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3516 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3517 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3519 \begin{prototype}{aio.h}
3520 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3522 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3525 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3529 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3530 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3531 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3532 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3533 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3535 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3536 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3537 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare
3538 sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di
3539 I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3542 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3543 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3544 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3545 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3547 \begin{prototype}{aio.h}
3548 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3550 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3552 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3553 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3554 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3557 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3558 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3559 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3560 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3561 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3562 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3563 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3564 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3566 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3567 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3568 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3569 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3570 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3572 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3573 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3574 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3575 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3577 \begin{prototype}{aio.h}
3578 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3580 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3583 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3584 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3585 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3589 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3590 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3591 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3592 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3593 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3594 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3595 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3596 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3597 \headfile{aio.h}) sono tre:
3598 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3599 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3600 cancellazione sono state già completate,
3602 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3605 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3606 corso e non sono state cancellate.
3609 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3610 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3611 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3612 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3613 del loro avvenuto completamento.
3615 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3616 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3617 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3618 specifica operazione; il suo prototipo è:
3619 \begin{prototype}{aio.h}
3620 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3623 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3624 operazioni specificate da \param{list}.
3626 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3627 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3630 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3632 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3633 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3638 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3639 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3640 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3641 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3642 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3643 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3644 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3645 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3646 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3648 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3649 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3650 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3651 \begin{prototype}{aio.h}
3652 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3655 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3656 secondo la modalità \param{mode}.
3658 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3659 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3661 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3663 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3664 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3665 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3666 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3667 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3672 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3673 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3674 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3675 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3676 che può prendere i valori:
3677 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3678 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3679 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3680 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3682 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3683 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3684 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3685 quelle non completate.
3687 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3688 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3689 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3690 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3691 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3692 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3693 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3696 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3697 \label{sec:file_advanced_io}
3699 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3700 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3701 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3702 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3703 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3704 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3708 \subsection{File mappati in memoria}
3709 \label{sec:file_memory_map}
3711 \itindbeg{memory~mapping}
3712 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3713 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3714 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3715 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3716 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3717 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3721 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3722 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3723 mappatura in memoria di un file.}
3724 \label{fig:file_mmap_layout}
3727 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3728 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3729 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3730 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3731 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3732 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3733 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3734 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3735 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3736 \textsl{memoria mappata su file}.
3738 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3739 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3740 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3741 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3742 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3743 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3746 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3747 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3748 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3749 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3750 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3751 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3754 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3755 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3756 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3757 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3758 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3760 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3761 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3762 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3767 \headdecl{sys/mman.h}
3769 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3772 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3774 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3775 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3776 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3778 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3779 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3780 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3781 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3782 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3783 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3784 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3785 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3786 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3787 dimensione delle pagine).
3788 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3789 \param{fd} è aperto in scrittura.
3790 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3791 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3792 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3793 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3794 numero di mappature possibili.
3795 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3797 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3798 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3799 l'opzione \texttt{noexec}.
3800 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3801 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3806 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3807 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3808 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3809 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3814 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3816 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3819 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3820 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3821 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3822 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3825 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3826 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3827 \label{tab:file_mmap_prot}
3830 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3831 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3832 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3833 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3834 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3835 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3836 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3837 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3838 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3839 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3840 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3841 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3843 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3844 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3845 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3846 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3847 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3848 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3853 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3855 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3858 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3859 da \param{start}, se questo non può essere usato
3860 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3861 valore di \param{start} deve essere allineato
3862 alle dimensioni di una pagina.\\
3863 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3864 riportati sul file e saranno immediatamente
3865 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3866 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3867 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3868 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3869 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3870 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3871 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3872 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3873 privata cui solo il processo chiamante ha
3874 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3875 il meccanismo del \textit{copy on
3876 write} \itindex{copy~on~write} e
3877 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3878 specificato se i cambiamenti sul file originale
3879 vengano riportati sulla regione
3880 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3881 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3882 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3883 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3884 scrittura sul file dovevano fallire con
3885 \errcode{ETXTBSY}).\\
3886 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3887 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3888 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3889 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3891 modifiche fatte alla regione mappata, in
3892 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3893 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3894 un \signal{SIGSEGV}.\\
3895 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3897 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3898 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3899 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3900 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3901 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3902 ignorati.\footnotemark\\
3903 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3904 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3905 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3906 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3907 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3908 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3909 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3910 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3911 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3912 necessarie alla mappatura.\\
3913 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3914 non causa I/O.\footnotemark\\
3915 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3916 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3918 % \const{MAP\_HUGETLB}& da trattare.\\
3919 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
3920 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
3924 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3925 \label{tab:file_mmap_flag}
3928 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3931 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3932 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3933 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3934 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3936 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3937 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3938 parleremo più avanti.}
3940 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3941 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3942 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3943 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3944 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3945 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
3946 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3949 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3950 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3951 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3952 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3953 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3954 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3955 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3956 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3958 \begin{figure}[!htb]
3960 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3961 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3962 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3963 \label{fig:file_mmap_boundary}
3966 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3967 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3968 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3969 bordo della pagina successiva.
3971 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3972 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
3973 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3974 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3975 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3978 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3979 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3980 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3981 quella della mappatura in memoria.
3983 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3984 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3985 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3986 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
3987 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3989 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3990 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3991 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3992 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3993 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3994 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3995 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3996 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3997 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3998 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
4002 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4003 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4004 alla lunghezza richiesta.}
4005 \label{fig:file_mmap_exceed}
4008 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4009 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4010 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4011 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4012 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4013 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4014 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4015 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4018 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4019 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4020 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4021 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4022 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4023 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4024 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4025 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4026 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4028 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4029 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
4030 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
4031 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
4032 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
4033 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
4034 sistema della memoria virtuale.
4036 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
4037 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4038 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4039 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4040 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4042 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4043 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4044 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4045 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4046 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4047 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4050 \headdecl{sys/mman.h}
4052 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4054 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4056 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4057 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4059 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4060 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4062 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4063 precedentemente mappata.
4068 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4069 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4070 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4071 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4072 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4073 del file aggiornato.
4079 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4081 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4084 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4085 quando questa è stata completata.\\
4086 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4087 non attendendo che questa sia finita.\\
4088 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4089 in memoria così da rendere necessaria una
4090 rilettura immediata delle stesse.\\
4093 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4094 \label{tab:file_mmap_msync}
4097 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4098 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4099 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4100 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4101 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4102 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4103 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4104 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4105 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4107 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4108 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4111 \headdecl{sys/mman.h}
4113 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4115 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4117 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4118 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4120 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4121 precedentemente mappata.
4126 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4127 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4128 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4129 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4130 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4131 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4132 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4133 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4134 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4136 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4137 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4138 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4139 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4140 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4142 % \headdecl{unistd.h}
4143 \headdecl{sys/mman.h}
4145 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4147 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4150 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4151 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4153 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4154 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4155 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4156 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4157 ha solo accesso in lettura.
4158 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4159 % necessarie all'interno del kernel.
4160 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4163 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4168 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4169 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4170 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4171 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4172 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4173 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4175 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4176 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4177 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4178 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4181 \headdecl{sys/mman.h}
4183 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4184 new\_size, unsigned long flags)}
4186 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4188 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4189 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4190 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4193 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4195 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4196 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4197 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4198 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4199 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4200 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4201 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4207 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4208 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4209 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4210 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4211 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4212 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4213 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4214 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4215 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4216 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4217 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4218 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4220 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4221 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4222 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4223 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4224 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4225 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4226 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4228 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4229 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4230 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4231 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4232 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4233 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4235 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4236 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4237 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4238 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4239 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4240 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4241 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4242 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4243 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4244 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4245 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4247 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4248 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4249 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4250 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4251 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4252 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4253 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4254 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4255 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4256 \textit{memory mapping}.
4258 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4259 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4260 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4261 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4262 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4263 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4264 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4265 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4267 \headdecl{sys/mman.h}
4269 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4270 ssize\_t pgoff, int flags)}
4272 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4274 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4275 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4277 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4278 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4279 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4284 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4285 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4286 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4287 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4288 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4289 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4292 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4293 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4294 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4295 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4296 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4297 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4298 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4299 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4301 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4302 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4303 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4304 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4305 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4306 \textit{memory mapping}.
4308 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4309 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4310 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4311 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4312 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4313 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4314 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4315 interessate dal \textit{memory mapping}.
4317 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4318 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4319 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4320 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4321 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4322 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4323 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4324 \const{MAP\_POPULATE}.
4326 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4327 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4328 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4329 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4330 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4331 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4332 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4334 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4335 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4336 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4337 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4338 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4339 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4341 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4342 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4343 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4344 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4345 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4346 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4348 \headdecl{sys/mman.h}
4350 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4352 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4354 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4355 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4357 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4358 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4359 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4360 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4361 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4362 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4363 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4364 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4365 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4366 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4369 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4373 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4374 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4375 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4376 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4377 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4378 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4379 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4380 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4381 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4382 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4383 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4384 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4389 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4391 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4394 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4395 di default usato quando non si è chiamato
4397 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4398 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4399 anticipata con il meccanismo del
4400 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4401 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4402 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4403 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4404 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4405 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4406 scartare immediatamente le pagine una volta che
4407 queste siano state lette.\\
4408 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4409 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4410 deve essere incentivata.\\
4411 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4412 futuro, pertanto le pagine possono essere
4413 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4414 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4415 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4416 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4418 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4419 relativo supporto sottostante; è supportato
4420 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4421 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4422 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4423 ereditato dal processo figlio dopo una
4424 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4425 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4426 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4427 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4428 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4429 causare problemi per l'hardware che esegue
4430 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4431 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4432 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4433 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4434 principalmente ad uso dei sistemi di
4435 virtualizzazione).\footnotemark\\
4438 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4439 \label{tab:madvise_advice_values}
4442 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4445 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4446 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4447 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4448 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4449 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4450 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4451 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4452 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4453 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4454 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4456 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4457 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4458 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4459 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4460 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4461 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4462 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4463 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4464 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4466 \itindend{memory~mapping}
4469 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4470 \label{sec:file_multiple_io}
4472 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4473 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4474 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4475 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4476 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4477 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4478 contare sulla atomicità delle operazioni.
4480 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4481 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4482 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4483 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4484 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4485 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4486 relativi prototipi sono:
4488 \headdecl{sys/uio.h}
4490 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4491 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4493 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4495 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4496 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4497 assumerà uno dei valori:
4499 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4500 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4501 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4502 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4503 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4504 non ci sono dati in lettura.
4505 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4507 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4508 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4509 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4510 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4513 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4514 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4515 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4516 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4517 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4519 \begin{figure}[!htb]
4520 \footnotesize \centering
4521 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4522 \includestruct{listati/iovec.h}
4525 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4527 \label{fig:file_iovec}
4530 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4531 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4532 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4533 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4534 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4535 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4536 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4537 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4538 specificati nel vettore \param{vector}.
4540 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4541 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4542 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4543 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4544 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4545 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4546 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4547 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4549 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4550 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4551 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4552 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4553 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4554 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4555 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4557 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4558 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4559 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4560 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4561 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4562 corrispondenti a quanto aspettato.
4564 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4565 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4566 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4567 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4568 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4569 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4570 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4571 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4572 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4573 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4574 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4575 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4576 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4578 \headdecl{sys/uio.h}
4580 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4582 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4585 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4588 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4589 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4590 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4591 per \var{errno} anche i valori:
4593 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4594 usato come \type{off\_t}.
4595 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4600 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4601 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4602 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4603 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4604 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4605 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4607 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4608 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4609 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4610 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4611 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4612 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4616 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4618 \label{sec:file_sendfile_splice}
4620 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4621 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4622 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4623 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4625 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4626 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4627 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4628 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4629 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4630 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4631 questo tipo di situazioni.
4633 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4634 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4635 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4636 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4637 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4638 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4639 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4640 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4641 di \funcd{sendfile} è:
4643 \headdecl{sys/sendfile.h}
4645 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4648 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4650 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4651 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4654 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4655 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4656 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4657 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4659 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4660 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4663 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4667 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4668 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4669 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4670 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4671 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4674 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4675 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4676 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4677 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4678 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4679 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4680 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4681 letti da \param{in\_fd}.
4683 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4684 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4685 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4686 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4687 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4688 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4689 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4690 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4691 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4692 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4693 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4694 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4695 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4696 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4697 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4699 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4700 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4701 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4702 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4703 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4704 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4705 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4706 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4707 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4708 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4709 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4710 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4711 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4712 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4713 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4714 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4716 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4717 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4718 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4719 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4720 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4721 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4722 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4724 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4725 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4726 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4727 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4728 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4729 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4730 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4731 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4732 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4733 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4734 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4735 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4736 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4737 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4738 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4739 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4740 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4741 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4742 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4744 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4745 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4746 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4747 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4748 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4749 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4750 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4751 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4752 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4753 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4754 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4755 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4756 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4757 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4758 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4759 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4762 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4763 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4764 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4765 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4766 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4767 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4768 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4769 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4770 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4771 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4772 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4777 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4778 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4780 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4782 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4783 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4786 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4787 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4788 aperti in lettura o scrittura.
4789 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4790 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4791 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4792 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4794 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4796 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4797 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4802 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4803 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4804 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4805 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4806 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4807 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4808 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4809 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4811 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4812 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4813 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4814 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4815 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4816 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4817 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4818 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4819 il suddetto file in modalità non bloccante).
4821 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4822 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4823 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4824 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4825 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4826 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4827 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4828 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4829 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4830 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4831 specificato come valore non nullo.
4833 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4834 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4835 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4836 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4837 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4838 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4839 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4844 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4846 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4849 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4850 di memoria contenenti i dati invece di
4851 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4853 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4854 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4855 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4856 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4857 questo significa che la funzione potrà
4858 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4859 file descriptor (a meno che anch'essi non
4860 siano stati aperti in modalità non
4862 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4863 ulteriori dati in una \func{splice}
4864 successiva, questo è un suggerimento utile
4865 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4866 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4867 solo da \func{splice}, potrà essere
4868 implementato in futuro anche per
4869 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4870 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4871 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4872 se impostato una seguente \func{splice} che
4873 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4874 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4875 essere copiate; per usare questa opzione i
4876 dati dovranno essere opportunamente allineati
4877 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4878 memoria. Viene usato soltanto da
4882 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4883 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4885 \label{tab:splice_flag}
4888 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4889 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4890 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4891 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4892 saranno comunque copiate.}
4894 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4895 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4896 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4897 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4898 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4900 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4901 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4904 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4905 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4906 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4907 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4908 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4909 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4910 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4912 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4913 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4914 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4915 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4916 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4920 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4921 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4922 \label{fig:splicecp_data_flux}
4925 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4926 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4927 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4928 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4929 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4931 \begin{figure}[!htbp]
4932 \footnotesize \centering
4933 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
4934 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4937 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4939 \label{fig:splice_example}
4942 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4943 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4944 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4945 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4946 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4947 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4948 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4949 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4951 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4952 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4953 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4954 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4955 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4956 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4957 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4958 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4959 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4960 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4961 (\texttt{\small 41--43}).
4963 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4964 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4965 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4966 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4967 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4968 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4969 del file di destinazione.
4971 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4972 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4973 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4974 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4975 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4976 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4977 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4978 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4979 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4980 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4981 presenti sul buffer.
4983 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4984 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4985 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4986 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4987 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4989 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4990 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4991 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4992 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4993 genere di migliorare le prestazioni.
4995 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4996 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4997 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4998 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4999 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5000 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5002 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5003 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5004 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5008 \headdecl{sys/uio.h}
5010 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
5011 nr\_segs, unsigned int flags)}
5013 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
5015 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5016 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5019 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5020 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5021 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5022 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5023 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5029 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5030 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5031 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5032 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5033 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5034 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5035 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5036 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5037 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5038 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5039 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5040 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5042 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5043 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5044 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5045 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5046 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5047 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5048 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5049 eseguire una copia dei dati che contengono.
5051 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5052 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5053 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5054 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5055 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5056 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5060 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5063 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5065 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5066 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5069 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5070 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5071 stessa \textit{pipe}.
5072 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5078 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5079 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5080 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5081 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5082 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5083 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5084 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5085 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5086 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5087 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5088 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5089 funzione non bloccante.
5091 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5092 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5093 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5094 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5095 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5096 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5097 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5098 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5099 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5100 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5101 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5102 allegati alla guida.
5104 \begin{figure}[!htbp]
5105 \footnotesize \centering
5106 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5107 \includecodesample{listati/tee.c}
5110 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5111 standard input sullo standard output e su un file.}
5112 \label{fig:tee_example}
5115 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
5116 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5117 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
5118 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
5119 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5121 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
5122 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5123 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5124 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5125 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5126 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5127 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5128 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
5129 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
5131 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5132 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5133 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
5134 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5135 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5136 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5137 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5139 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5140 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5141 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5142 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5143 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5144 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5145 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5146 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5147 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5148 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5149 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5150 copiati i puntatori.
5152 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5155 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5156 \label{sec:file_fadvise}
5158 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5159 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5160 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5161 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5162 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5163 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5165 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5166 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5167 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5168 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5169 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5170 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5171 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5174 \itindbeg{read-ahead}
5176 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5177 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5178 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5179 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5180 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5181 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5182 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5186 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5188 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5190 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5191 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5193 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5194 valido o non è aperto in lettura.
5195 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5196 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5201 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5202 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5203 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5204 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5205 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5206 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5207 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5209 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5210 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5211 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5212 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5213 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5214 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5215 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5216 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5217 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5219 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5220 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5221 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5222 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5223 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5224 nelle operazioni successive.
5226 \itindend{read-ahead}
5228 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5229 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5230 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5231 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5232 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5233 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5234 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5235 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5236 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5237 valore di almeno 600, è:
5241 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5243 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5245 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5246 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5248 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5250 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5251 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5252 (come una pipe o un socket).
5253 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5254 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5259 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5260 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5261 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5262 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5263 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5264 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5265 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5266 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5267 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5268 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5269 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5270 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5271 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5272 che utilizza semplicemente l'informazione.
5277 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5279 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5282 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5283 riguardo le modalità di accesso, il
5284 comportamento sarà identico a quello che si
5285 avrebbe senza nessun avviso.\\
5286 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5287 accedere ai dati specificati in maniera
5288 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5290 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5291 completamente causale.\\
5292 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5293 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5294 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5297 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5298 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5300 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5303 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5304 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5305 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5306 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5307 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5308 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5309 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5310 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5311 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5312 riportarsi al comportamento di default.
5314 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5315 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5316 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5317 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5318 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5319 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5320 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5321 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5322 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5324 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5325 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5326 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5327 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5328 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5329 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5330 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5331 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5333 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5334 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5335 specifica per le operazioni di scrittura,
5336 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5337 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5338 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5339 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5344 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5346 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5348 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5349 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5350 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5352 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5353 valido o non è aperto in scrittura.
5354 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5356 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5357 la dimensione massima consentita per un file.
5358 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5360 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5362 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5367 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5368 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5369 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5370 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5371 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5372 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5373 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5374 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5376 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5377 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5378 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5379 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5380 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5381 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5382 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5383 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5384 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5385 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5386 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5387 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5388 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5390 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5391 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5392 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5393 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5394 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5395 diventa effettivamente disponibile.
5397 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5398 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5399 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5400 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5401 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5402 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5403 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5404 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5405 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5406 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5408 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5409 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5410 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5411 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5412 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5413 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5414 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5416 \headdecl{linux/fcntl.h}
5418 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5420 Prealloca dello spazio disco per un file.
5422 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5423 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5425 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5426 valido aperto in scrittura.
5427 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5428 dimensioni massime di un file.
5429 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5430 minore o uguale a zero.
5431 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5433 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5434 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5435 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5436 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5437 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5439 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5443 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5444 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5445 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5446 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5447 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5448 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5449 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5450 dimensione corrente.
5452 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5453 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5454 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5455 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5458 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5459 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5461 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5462 % http://lwn.net/Articles/432757/
5465 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5466 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5467 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5468 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5469 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5470 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5471 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5472 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5473 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5474 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5475 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5476 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5477 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5478 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5479 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5480 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5481 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5482 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5483 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5484 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5485 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5486 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5487 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5488 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5489 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5490 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5491 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5492 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5493 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5494 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5495 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5496 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5497 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5498 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5499 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5500 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5501 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5502 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
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