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\chapter{La gestione avanzata dei file}
\label{cha:file_advanced}

In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.


\section{L'\textit{I/O multiplexing}}
\label{sec:file_multiplexing}

Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
su molti file usando le funzioni illustrate in
cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
I/O.


\subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
\label{sec:file_noblocking}

Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
\textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
  ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
  file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
  di lettura e scrittura ritornano sempre subito.}  Ad esempio le operazioni
di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
descrittore su cui si sta operando.

Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.

Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
\textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}.  L'utilizzo di questa modalità di I/O
permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
falliranno.

Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
  multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.

Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.


\subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
\label{sec:file_select}

Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
  multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
  BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
  supportano i socket, compreso le varianti di System V.}  con la funzione
\funcd{select}, il cui prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/time.h}
  \headdecl{sys/types.h}
  \headdecl{unistd.h}
  \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
    *exceptfds, struct timeval *timeout)}
  
  Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
  attivo.
  
  \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
    descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
    caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
    degli insiemi.
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
    o un valore non valido per \param{timeout}.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{ENOMEM}.
}
\end{functions}

La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
\param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
\param{timeout}.

\itindbeg{file~descriptor~set} 

Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
\textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
possono usare delle opportune macro di preprocessore:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/time.h}
  \headdecl{sys/types.h}
  \headdecl{unistd.h}
  \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
  Inizializza l'insieme (vuoto).

  \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
  Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.

  \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
  Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
  
  \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
  Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
\end{functions}

In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
\const{FD\_SETSIZE} file descriptor.  Questo valore in origine corrispondeva
al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
  fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
  descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
  1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo usare
\macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore eccede
\const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.

La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
  tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
  bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
  possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
  socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
  accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
  leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
\param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).

Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
\const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
  i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
  valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
  dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
  comune.}  Infine l'argomento \param{timeout} specifica un tempo massimo di
attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione
attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una
struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.

La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
  il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
  funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
  comportano in questo modo.}  e ciascun insieme viene sovrascritto per
indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}.  Se invece si
ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
modificati.  In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
contenuto.

\itindend{file~descriptor~set}

Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
  quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
  corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.

In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
  trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
  usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
  caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
  caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
  disponibile per quelli che derivano da BSD.}

Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
controllo.  Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.

Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
estesa, con ulteriori perdite di prestazioni. 

Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
  multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
\funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
  l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
  2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
  \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
  senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
  \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
  \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
  maggiore di 600.} il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/select.h}
  {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
    struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
  
  Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
  attivo.
  
  \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
    descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
    caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
    degli insiemi.
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
    o un valore non valido per \param{timeout}.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
\end{prototype}

La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
  valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
  questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
  da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
  \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
\param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
sez.~\ref{sec:sig_sigmask}).  La maschera corrente viene sostituita da questa
immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
funzione.

L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
\textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.

Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
alla gestione dati con un ciclo del tipo:
\includecodesnip{listati/select_race.c} 
qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.

Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
\param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
  kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
  implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
    select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
  \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
  soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
    trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
  ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
  l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
  gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
  della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
  presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
\includecodesnip{listati/pselect_norace.c} 
in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
\func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.


\subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
\label{sec:file_poll}

Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
\func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
  prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
  call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/poll.h}
  {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
  
  La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
  descriptor.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
    in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
    ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
    degli insiemi.
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
    \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
\end{prototype}

La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
vettore di strutture \struct{pollfd}.  Come con \func{select} si può
interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
\textsl{non-bloccante}).

Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
\struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}.  La
struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
risultato.  Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
\var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/pollfd.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
    modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
  \label{fig:file_pollfd}
\end{figure}

Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore. 

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Flag}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{POLLIN}    & È possibile la lettura.\\
    \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\ 
    \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
    \const{POLLPRI}   & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
                        urgenti.\\ 
    \hline
    \const{POLLOUT}   & È possibile la scrittura immediata.\\
    \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\ 
    \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
    \hline
    \const{POLLERR}   & C'è una condizione di errore.\\
    \const{POLLHUP}   & Si è verificato un hung-up.\\
    \const{POLLNVAL}  & Il file descriptor non è aperto.\\
    \hline
    \const{POLLMSG}   & Definito per compatibilità con SysV.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
    \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
  \label{tab:file_pollfd_flags}
\end{table}

Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
\textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
  presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
  delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
\textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}.  In Linux la
distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
(vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
\const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
  farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
  \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}

In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
tramite \var{errno}.

L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
\textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
    set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
  qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
  ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
  memoria.} 

Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
  descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
\func{poll}.

Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
dei segnali nell'attesa su un file descriptor.  Con l'introduzione di una
implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.

In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
prototipo è:
\begin{prototype}{sys/poll.h}
  {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
    const sigset\_t *sigmask)}
  
  La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
  descriptor.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
    in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
    ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
    degli insiemi.
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
    \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
\end{prototype}

La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale.  L'uso
di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
\includecodesnip{listati/ppoll_means.c} 

Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
\func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
risultati illustrati in precedenza.


\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
\label{sec:file_epoll}

\itindbeg{epoll}

Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
  viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
  descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
  \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.

Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
  sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.

Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
  in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
presentano attività.

Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
(quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
  triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
  un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
  nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
di essi a partire dalla precedente notifica.  Per chiarire meglio il concetto
ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
\textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
\textsl{pronto}.

La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
\textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
\textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.

Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
  Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
  sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
  2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
  fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
  stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
  intorno a tutto ciò e niente di definito.}  \textit{epoll} è in grado di
operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.

La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
  dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
  file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}.  Il
primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/epoll.h}
  {int epoll\_create(int size)}
  
  Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
    $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
    positivo.
  \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
    nel sistema.
  \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
    l'istanza.
  \end{errlist}
}
\end{prototype}

La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
  associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
  descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
  locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
  descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
di risorse sufficienti, non un valore massimo.

Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
\funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/epoll.h}
  {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
  
  Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
    validi.
  \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
    \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
  \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
    con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
    l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
  \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
    \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
  \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
    l'operazione richiesta.
  \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
  \end{errlist}
}
\end{prototype}

Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
\param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
delle operazioni cui fanno riferimento.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
                             \param{fd} alla lista dei file descriptor
                             controllati tramite \param{epfd}, in
                             \param{event} devono essere specificate le
                             modalità di osservazione.\\
    \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
                             descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
                             \param{event}.\\
    \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
                             dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
    operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.} 
  \label{tab:epoll_ctl_operation}
\end{table}

La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
\textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.

L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
\const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
sotto controllo.  L'argomento viene ignorato con l'operazione
\const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
  che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
  partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL}.}



\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/epoll_event.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
    gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
    \textit{epoll}.}
  \label{fig:epoll_event}
\end{figure}

La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
\func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti.  La sua
definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}. 

Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
si usa come valore lo stesso \param{fd}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{EPOLLIN}     & Il file è pronto per le operazioni di lettura
                          (analogo di \const{POLLIN}).\\
    \const{EPOLLOUT}    & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
                          (analogo di \const{POLLOUT}).\\
    \const{EPOLLRDHUP}  & L'altro capo di un socket di tipo
                          \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
                          ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
                          della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
    \const{EPOLLPRI}    & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
                          disponibili in lettura (analogo di
                          \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
                          riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
                          in ingresso.\\ 
    \const{EPOLLERR}    & Si è verificata una condizione di errore 
                          (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
                          viene comunque riportata in uscita, e non è
                          necessaria impostarla in ingresso.\\
    \const{EPOLLHUP}    & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
    \const{EPOLLET}     & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
                            triggered} per il file descriptor associato.\\ 
    \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
                          descriptor associato.\footnotemark\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
    \struct{epoll\_event}.}
  \label{tab:epoll_events}
\end{table}

\footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}

Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedano che si definisca qual'è
l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
\textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
\const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
  chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
  una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
  grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
  funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
  le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
\const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
osservazione.

Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}.  Si tenga
presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.

Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
\const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.

Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
\const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
  quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
(ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
  logica \textit{edge triggered}.} 

Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
\const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
  ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.

Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/epoll.h}
  {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
    timeout)}
  
  Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
    caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
    assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
  \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
    della scadenza di \param{timeout}.
  \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
    con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
  \end{errlist}
}
\end{prototype}

La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
(che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
con l'argomento \param{maxevents}.

La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
  caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
un intero positivo.

Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
\const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
  è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}

Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
\textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD} questi verrebbero riletti alla
luce delle modifiche.

Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
il ritorno di \func{epoll\_wait} indica un file descriptor è pronto e resterà
tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su di esso.
Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di
\errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una \func{write},\footnote{è
  opportuno ricordare ancora una volta che l'uso dell'I/O multiplexing
  richiede di operare sui file in modalità non bloccante.} ma questa non è la
sola modalità possibile, ad esempio la condizione può essere riconosciuta
anche con il fatto che sono stati restituiti meno dati di quelli richiesti.

Come le precedenti \func{select} e \func{poll}, le funzioni dell'interfaccia
di \textit{epoll} vengono utilizzate prevalentemente con i server di rete,
quando si devono tenere sotto osservazione un gran numero di socket; per
questo motivo rimandiamo di nuovo la trattazione di un esempio concreto a
quando avremo esaminato in dettaglio le caratteristiche dei socket, in
particolare si potrà trovare un programma che utilizza questa interfaccia in
sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.


\itindend{epoll}



\section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
\label{sec:file_asyncronous_access}

Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
\textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
\textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
operazioni di I/O volute.


\subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
\label{sec:file_asyncronous_operation}

\itindbeg{signal~driven~I/O}

Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
  dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
  specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
sez.~\ref{sec:file_fcntl}).

In realtà parlare di apertura in modalità asincrona non significa che le
operazioni di lettura o scrittura del file vengono eseguite in modo asincrono
(tratteremo questo, che è ciò che più propriamente viene chiamato \textsl{I/O
  asincrono}, in sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione
un meccanismo di notifica asincrona delle variazione dello stato del file
descriptor aperto in questo modo.  Quello che succede in questo caso è che il
sistema genera un segnale (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne
altri con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che
diventa possibile leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in
questa modalità.\footnote{questa modalità non è utilizzabile con i file
  ordinari ma solo con socket, file di terminale o pseudo terminale, e, a
  partire dal kernel 2.6, anche per fifo e pipe.}

Si può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
accesso ai file. 

Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di
Linux, chiamano questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''.  Questa è
ancora un'altra modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di
\itindex{epoll} \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con
  questa tecnica sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è
  utilizzabile anche con kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli
  della serie 2.4, ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si
  hanno con \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle
funzioni \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in
sez.~\ref{sec:file_epoll}, quando vengono usate con un numero molto grande di
file descriptor, non hanno buone prestazioni.

Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
verrebbero notificati una volta sola.

Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
\const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).

Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
(vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
\const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
  il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
  segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
\struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
descriptor che ha generato il segnale.

Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
la coda.  

Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
identica al valore massimo del numero di file descriptor
utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
  \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
  \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}

% TODO fare esempio che usa O_ASYNC

\itindend{signal~driven~I/O}



\subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
\label{sec:file_asyncronous_lease}

Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
  \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
    Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
\textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
  \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
  programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
modifiche.

Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
nessuna funzionalità di notifica.

Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
\itindex{polling} \textit{polling}.

Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
\textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.

\index{file!lease|(} 

La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
  holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
\textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
\func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
\textit{lease}.
La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
  può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
  in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
  real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.

Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
\func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.

Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
    \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
    \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
    \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
    \const{F\_GETLEASE}.} 
  \label{tab:file_lease_fctnl}
\end{table}

Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
\const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.

Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
(pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
\acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
\const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
\textit{lease} su qualunque file.

Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
  se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
    lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
  con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
  di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
  holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
rilasciare il \textit{lease}.  In sostanza con un \textit{read lease} si
rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
tentativi di accesso in lettura.  Si noti comunque che le operazioni di
notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
operazioni di lettura e scrittura.

L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
\textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
\const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
\const{F\_RDLCK}.

Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
\procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
  evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
  acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
\textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.


\index{file!dnotify|(}

Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
di gestione dei file dei vari desktop grafici.

Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
  specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
  portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
  stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
dei file in essa contenuti, viene modificato.  Come per i \textit{file lease}
la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
  precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
\struct{siginfo\_t}.

\index{file!lease|)}

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
                         \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\ 
    \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
                         fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev}, 
                         \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\ 
    \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
                         l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
                         \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
                         \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
                         directory).\\
    \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
                         l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
                         (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
    \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
                         directory (con \func{rename}).\\
    \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
                         l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
                         \func{utime}.\\ 
    \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
                         eventi.\\ 
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
    si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.} 
  \label{tab:file_notify}
\end{table}

Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
tab.~\ref{tab:file_notify}.

A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
nelle precedenti.  Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
specificare un valore nullo.

\index{file!inotify|(}

Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.

Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
(operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
numero di file).  Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
sez.~\ref{sec:sig_adv_control}.  Per tutta questa serie di motivi in generale
quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
problematica.

\index{file!dnotify|)}

Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
\textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
  2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.}  Anche
questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}.  La
coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
prototipo è:
\begin{prototype}{sys/inotify.h}
  {int inotify\_init(void)}
  
  Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
    $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
    \textit{inotify} consentite all'utente.
  \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
    nel sistema.
  \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
    l'istanza.
  \end{errlist}
}
\end{prototype}

La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
\textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
  di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
  istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
  questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
  \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
  \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
  su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}

Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
  stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
  \texttt{signal-driven I/O} trattato in
  sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
  dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
saranno automaticamente rilasciate.

Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
osservazione, oltre che una directory, anche singoli file.  Una volta creata
la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
(o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
\funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/inotify.h}
  {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}

  Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.

  \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
    $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
  \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
    non è un file descriptor di \textit{inotify}.
  \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
    osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
\end{prototype}

La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
  descriptor creato con \func{inotify\_init}.}  Il file o la directory da
porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
nell'argomento \param{pathname}.  Infine il terzo argomento, \param{mask},
indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
modalità della stessa.  L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
  caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
  valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
  \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
un solo file descriptor.

Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene.  Nella seconda
parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
flag della prima parte.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore}  & & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{IN\_ACCESS}        &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
                                          lettura.\\  
    \const{IN\_ATTRIB}        &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
                                          dell'inode (o sugli attributi
                                          estesi, vedi
                                          sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\ 
    \const{IN\_CLOSE\_WRITE}  &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
                                          scrittura.\\  
    \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
                                          sola lettura.\\
    \const{IN\_CREATE}        &$\bullet$& È stato creato un file o una
                                          directory in una directory sotto
                                          osservazione.\\  
    \const{IN\_DELETE}        &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
                                          directory in una directory sotto
                                          osservazione.\\ 
    \const{IN\_DELETE\_SELF}  & --      & È stato cancellato il file (o la
                                          directory) sotto osservazione.\\ 
    \const{IN\_MODIFY}        &$\bullet$& È stato modificato il file.\\ 
    \const{IN\_MOVE\_SELF}    &         & È stato rinominato il file (o la
                                          directory) sotto osservazione.\\ 
    \const{IN\_MOVED\_FROM}   &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
                                          directory sotto osservazione.\\ 
    \const{IN\_MOVED\_TO}     &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
                                          directory sotto osservazione.\\ 
    \const{IN\_OPEN}          &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\ 
    \hline    
    \const{IN\_CLOSE}         &         & Combinazione di
                                          \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
                                          \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\  
    \const{IN\_MOVE}          &         & Combinazione di
                                          \const{IN\_MOVED\_FROM} e
                                          \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
    \const{IN\_ALL\_EVENTS}   &         & Combinazione di tutti i flag
                                          possibili.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
    dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
    tipo di evento da tenere sotto osservazione.} 
  \label{tab:inotify_event_watch}
\end{table}

Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
  \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
  usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.}  riportati in
tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
                              link simbolico.\\
    \const{IN\_MASK\_ADD}   & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
                              nell'argomento \param{mask}, invece di
                              sovrascriverli.\\
    \const{IN\_ONESHOT}     & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
                              sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
                                list}.\\ 
    \const{IN\_ONLYDIR}     & Se \param{pathname} è una directory riporta
                              soltanto gli eventi ad essa relativi e non
                              quelli per i file che contiene.\\ 
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
    dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
    modalità di osservazione.} 
  \label{tab:inotify_add_watch_flag}
\end{table}

Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.

Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.

Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
  kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
sarà più notificato.

In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
\textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
la eventuale rimozione dello stesso. 

La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
prototipo è:
\begin{prototype}{sys/inotify.h}
  {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}

  Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
    valido.
  \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
    non è associato ad una coda di notifica.
  \end{errlist}
}
\end{prototype}

La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
\param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
\param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
  valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
  di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
\func{inotify\_rm\_watch}.

Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
\func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/inotify_event.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
    \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
  \label{fig:inotify_event}
\end{figure}

Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
\const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
  (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
  i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
file che sono cambiati.

Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
  \struct{inotify\_event}, e  non utilizzabili in fase di registrazione
  dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{IN\_IGNORED}    & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera 
                             esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch}, 
                             che in maniera implicita per la rimozione 
                             dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
                             filesystem su cui questo si trova.\\
    \const{IN\_ISDIR}      & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
                             (consente così di distinguere, quando si pone
                             sotto osservazione una directory, fra gli eventi
                             relativi ad essa e quelli relativi ai file che
                             essa contiene).\\
    \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
                             eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
                             caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
    \const{IN\_UNMOUNT}    & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
                             osservazione è stato smontato.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
    binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.} 
  \label{tab:inotify_read_event_flag}
\end{table}

\footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
  parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
  indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
  stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
  scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
  \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}

Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
\const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.

Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
(come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
\struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
  len}.

Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.

\begin{figure}[!htbp]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
  \end{minipage}
  \normalsize
  \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
  \label{fig:inotify_monitor_example}
\end{figure}

Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
caso di errore).

Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
(\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
\func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).

Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
(\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
si saranno verificati eventi. 

Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
  restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
  del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
lettura.

Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
  43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
(\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
  noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
\struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
\textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
in ordine progressivo crescente a partire da 1.

Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
\var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
  infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
  \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
  presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
  puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
(\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
  essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
  i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.

Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
tipo di:
\begin{verbatim}
piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
Watch descriptor 1
Observed event on /home/piccardi/gapil/
IN_OPEN, 
Watch descriptor 1
Observed event on /home/piccardi/gapil/
IN_CLOSE_NOWRITE, 
\end{verbatim}

I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
tale evenienza non si verificherà mai.

Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
  riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
  \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
  soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
  quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
chiamata di \func{read}.

Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
raggruppati in un solo evento.

\index{file!inotify|)}


\subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
\label{sec:file_asyncronous_io}

Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
  asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
così che il processo non viene bloccato.  In questo modo diventa ad esempio
possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.

Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.  Lo
standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
normalmente.

In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.

Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
\textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
\file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/aiocb.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
    asincrono.}
  \label{fig:file_aiocb}
\end{figure}

Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
contemporanee effettuabili su un singolo file.  Ogni operazione deve
inizializzare opportunamente un \textit{control block}.  Il file descriptor su
cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
saranno letti o scritti.  Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
del blocco di dati da trasferire.

Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
  piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
  le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
  \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
cui viene sottratto il valore di questo campo.  Il campo
\var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/sigevent.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
    di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
  \label{fig:file_sigevent}
\end{figure}

Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
\item[\const{SIGEV\_NONE}]  Non viene inviata nessuna notifica.
\item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
  chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
  questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
  valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
  fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
  \struct{siginfo\_t}.
\item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
  thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
  con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
  \var{sigev\_notify\_attribute}.
\end{basedescript}

Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
\funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}.  Esse permettono di richiedere una
lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{aio.h}

  \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
  Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.

  \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
  Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
  \param{aiocbp}.
  
  \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
  \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
  \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
    \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
  \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
  \end{errlist}
}
\end{functions}

Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
\errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
(vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.

Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
\param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
richiesta.  Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
\struct{aiocb}.

Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
\func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
errore; il suo prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
  {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}  

  Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
  \param{aiocbp}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
    successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
    fallimento.}
\end{prototype}

Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
\errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
\func{fsync}.

Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
\errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
suo prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
{ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)} 

Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
\param{aiocbp}.
  
\bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
  eseguita.}
\end{prototype}

La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.

La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}).  É importante chiamare sempre
questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
esaurimento.

Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
è:
\begin{prototype}{aio.h}
{int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)} 

Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
  
\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
  errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
  \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
\end{prototype}

La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
sez.~\ref{sec:file_sync}).

Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.

In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
{int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)} 

Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
da \param{aiocbp}.
  
\bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
  di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
  un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
  \errval{EBADF}.}
\end{prototype}

La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
\param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
valore di \param{aiocbp}.  Quando una operazione viene cancellata una
successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
altro file descriptor il risultato è indeterminato.  In caso di successo, i
possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
\file{aio.h}) sono tre:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
\item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
  cancellazione sono state già completate,
  
\item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
  state cancellate,  
  
\item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
  corso e non sono state cancellate.
\end{basedescript}

Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
\func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
del loro avvenuto completamento.

Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
specifica operazione; il suo prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
{int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
    timespec *timeout)}
  
  Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
  operazioni specificate da \param{list}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
    completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
    dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
      \param{timeout}.
    \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
    \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
    \end{errlist}
  }
\end{prototype}

La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
\param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
  utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito.  Un valore
\val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.

Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
lettura o scrittura; il suo prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
  {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
    sigevent *sig)}
  
  Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
  secondo la modalità \param{mode}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
      \param{timeout}.
    \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
      o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
      \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
    \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
    \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
    \end{errlist}
  }
\end{prototype}

La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
\textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
che può prendere i valori:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
\item[\const{LIO\_READ}]  si richiede una operazione di lettura.
\item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
\item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
\end{basedescript}
dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
quelle non completate.

L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.


\section{Altre modalità di I/O avanzato}
\label{sec:file_advanced_io}

Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
  asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
  memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.


\subsection{File mappati in memoria}
\label{sec:file_memory_map}

\itindbeg{memory~mapping}
Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
\textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo. 
 che lo ha allocato
\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
  \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
  mappatura in memoria di un file.}
  \label{fig:file_mmap_layout}
\end{figure}

Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
programma.  Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
segmento di memoria con quello del file mappato su di esso.  Per questo motivo
si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
\textsl{memoria mappata su file}.

L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
un dato istante.

Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
\index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
salvate sullo swap.

Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.

L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
è:
\begin{functions}
  
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
    fd, off\_t offset)}
  
  Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
    in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
    qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
      \const{MAP\_ANONYMOUS}.
    \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
      o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
      o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
      \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
      \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
    \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
      \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
      dimensione delle pagine).
    \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
      \param{fd} è aperto in scrittura.
    \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
      rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
      sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
    \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
      numero di mappature possibili.
    \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
      mapping.
    \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
      \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
      l'opzione \texttt{noexec}.
    \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
      file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
multiplo della dimensione di una pagina di memoria. 


\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{PROT\_EXEC}  & Le pagine possono essere eseguite.\\
    \const{PROT\_READ}  & Le pagine possono essere lette.\\
    \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
    \const{PROT\_NONE}  & L'accesso alle pagine è vietato.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
    protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
  \label{tab:file_mmap_prot}
\end{table}

Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
  la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
  attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale.  Per ciascuno di
  questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
    table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
  accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
  che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
  segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.

L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{MAP\_FIXED}     & Non permette di restituire un indirizzo diverso
                             da \param{start}, se questo non può essere usato
                             \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
                             valore di \param{start} deve essere allineato
                             alle dimensioni di una pagina.\\
    \const{MAP\_SHARED}    & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
                             riportati sul file e saranno immediatamente
                             visibili agli altri processi che mappano lo stesso
                             file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
                             aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
                             \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
                             visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
                             con \const{MAP\_PRIVATE}.\\ 
    \const{MAP\_PRIVATE}   & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
                             riportati sul file. Ne viene fatta una copia
                             privata cui solo il processo chiamante ha
                             accesso.  Le modifiche sono mantenute attraverso
                             il meccanismo del \textit{copy on
                               write} \itindex{copy~on~write} e 
                             salvate su swap in caso di necessità. Non è
                             specificato se i cambiamenti sul file originale
                             vengano riportati sulla regione
                             mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
    \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
                             \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
                             (veniva usato per segnalare che tentativi di
                             scrittura sul file dovevano fallire con
                             \errcode{ETXTBSY}).\\ 
    \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
    \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
                             delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
                             \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
                             per mantenere le
                             modifiche fatte alla regione mappata, in
                             questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
                             memoria disponibile, si ha l'emissione di
                             un \const{SIGSEGV}.\\
    \const{MAP\_LOCKED}    & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
                             mappate.\\
    \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica 
                             che la mappatura deve essere effettuata con gli
                             indirizzi crescenti verso il basso.\\
    \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
                             argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
                             ignorati.\footnotemark\\
    \const{MAP\_ANON}      & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
    \const{MAP\_FILE}      & Valore di compatibilità, ignorato.\\
    \const{MAP\_32BIT}     & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
                             degli indirizzi, viene supportato solo sulle
                             piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
                             le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
                             richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
    \const{MAP\_POPULATE}  & Esegue il \itindex{prefaulting}
                             \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
                             necessarie alla mappatura.\\
    \const{MAP\_NONBLOCK}  & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
                             non causa I/O.\footnotemark\\
%     \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
%                              mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
%                              implementato.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
  \label{tab:file_mmap_flag}
\end{table}


Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
tipo di accesso.

È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
effettive del file o della sezione che si vuole mappare.

\footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
  memoria.}  

\footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
  implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
  di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
  sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}

\footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
  introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
  parleremo più avanti.}

\begin{figure}[!htb] 
  \centering
  \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
  \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
    dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
  \label{fig:file_mmap_boundary}
\end{figure}


Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
bordo della pagina successiva.

In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
scritto.

Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
quella della mappatura in memoria.

In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
\const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.

Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
\textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
  \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
    alla lunghezza richiesta.}
  \label{fig:file_mmap_exceed}
\end{figure}

Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
nuovo programma.

Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo.  I valori di
\var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
\const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.

Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
autonoma dal sistema della memoria virtuale.

Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
del contenuto della memoria su cui è mappato.

Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
  
  Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
      \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
      \param{flags}.
    \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
      precedentemente mappata.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
file (qualora questo non sia già stato fatto).  Provvede anche ad aggiornare i
relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
del file aggiornato.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{MS\_ASYNC}     & Richiede la sincronizzazione.\\
    \const{MS\_SYNC}      & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
    \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
                            siano invalidate.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Le costanti che identificano i bit per la maschera binaria
    dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
  \label{tab:file_mmap_rsync}
\end{table}

L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
\const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
aggiornate ai nuovi valori.

Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
  
  Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
      precedentemente mappata.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
\param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore.  Si tenga
presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.

Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
\begin{functions}  
%  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
  
  Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
  specificato.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
      multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
    \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
      cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
      ha solo accesso in lettura.
%     \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
%       necessarie all'interno del kernel.
%     \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
%       accessibile.
    \end{errlist}
    ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
  } 
\end{functions}


La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
\param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}.  La nuova
protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.

Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
    new\_size, unsigned long flags)}
  
  Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.

  \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
    caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
      -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
    valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
      puntatore valido.
    \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
      specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
      mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
    \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
      memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
      è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
    \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
      essere rimappato.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
  utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
  di includere \file{sys/mman.h}.}  che consente di eseguire l'espansione
anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.

La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
\itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
\func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.

Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
  dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.

Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
\func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
  anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
\itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
  (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.

Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
  arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
\textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
  delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
  aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
\textit{memory mapping}.

Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
unix-like.  Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
  \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
    ssize\_t pgoff, int flags)}
  
  Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
      argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
        mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
regione mappata.

La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
\param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
\param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.

Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
\const{MAP\_NONBLOCK}.  Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
\textit{memory mapping}. 

Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
\index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
\itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
interessate dal \textit{memory mapping}. 

Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
  fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
\textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
\const{MAP\_POPULATE}.

Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
\textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
  essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
  il \textit{prelink} delle applicazioni.}

\itindend{memory~mapping}

\subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
\label{sec:file_multiple_io}

Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file.  Benché
l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
operazioni.

Per questo motivo su BSD 4.2 sono state introdotte due nuove system call,
\funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
  da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.}  che
permettono di effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su
una serie di buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I
relativi prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/uio.h}
  
  \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} 
  \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} 

  Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
  
  \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
    caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
    assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
    argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
    di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
  \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
    non ci sono dati in lettura.
  \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
  \end{errlist}
  ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
  (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
  \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
  scrittura eseguite su \param{fd}.}
\end{functions}

Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
\var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
\var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/iovec.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
    vettorizzato.} 
  \label{fig:file_iovec}
\end{figure}

La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
\param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
  usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
  logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
  POSIX.1-2001.}  Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
specificati nel vettore \param{vector}.

La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
\func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).

Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
\acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.

% TODO verificare cosa succederà a preadv e pwritev o alla nuova niovec
% vedi http://lwn.net/Articles/164887/


\subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e \func{splice}}
\label{sec:file_sendfile_splice}

Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.

Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
questo tipo di situazioni.

La prima funzione che si pone l'obiettivo di ottimizzare il trasferimento dei
dati fra due file descriptor è \funcd{sendfile};\footnote{la funzione è stata
  introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
  2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
  ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
  se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il suo
prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{sys/sendfile.h} 

  \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
    count)} 
  
  Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.

  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
    successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
    dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
      \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
    \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
      (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
      \param{in\_fd}.
    \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
    \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
      \param{in\_fd}.
    \end{errlist}
    ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
  }
\end{functions}

La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
\param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
\param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore, come le ordinarie \func{read} e
\func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
\param{count}.

Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
letti da \param{in\_fd}.

Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
\func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
user space e viceversa.  La massima utilità della funzione si ha comunque per
il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
  ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
  funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
  \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
  si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.

In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
\func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
  allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
  guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
  compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
  user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti.  Questo ha
portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
  questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
  in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
  {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.

Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
prestazioni, le motivazioni addotte non convincono del tutto e resta il dubbio
se la scelta di disabilitarla sempre per il trasferimento di dati fra file di
dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti di prestazioni infatti si
può sempre fare ricorso all'uso successivo di, ma lasciare a disposizione la
funzione consentirebbe se non altro, anche in assenza di guadagni di
prestazioni, di semplificare la gestione della copia dei dati fra file,
evitando di dover gestire l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro
trasferimento; inoltre si avrebbe comunque il vantaggio di evitare inutili
trasferimenti di dati da kernel space a user space e viceversa.

Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuto a
partire dal kernel 2.6.17, della nuova system call \func{splice}. Lo scopo di
questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
  senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
  sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
  relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
  chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
  2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
  \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
  space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
  essa può essere effettivamente utilizzata.}

Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
  realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
  scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
  stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
  Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
  dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
  {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.

Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
  funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
  pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
è il seguente:
\begin{functions}  
  \headdecl{fcntl.h} 

  \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
    *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
  
  Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.

  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
    successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
    dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
      non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
      aperti in lettura o scrittura.
    \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
      \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
      è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
      corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
      \func{seek}.
    \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
      richiesta.
    \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
      \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
\param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
  dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.}  Come accennato una
\textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
copia dei dati dal buffer al file o viceversa. 

In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
\func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
il suddetto file in modalità non bloccante).

I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
\func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
specificato come valore non nullo.

Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
\const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{SPLICE\_F\_MOVE}    & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
                                 di memoria contenenti i dati invece di
                                 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
                                 da \func{splice}.\\ 
    \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
                                 bloccante; questo flag influisce solo sulle
                                 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
                                 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
                                 questo significa che la funzione potrà
                                 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
                                 file descriptor (a meno che anch'essi non
                                 siano stati aperti in modalità non
                                 bloccante).\\
    \const{SPLICE\_F\_MORE}    & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
                                 ulteriori dati in una \func{splice}
                                 successiva, questo è un suggerimento utile
                                 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
                                 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
                                 solo da \func{splice}, potrà essere
                                 implementato in futuro anche per
                                 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
    \const{SPLICE\_F\_GIFT}    & Le pagine di memoria utente sono
                                 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
                                 se impostato una seguente \func{splice} che
                                 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le 
                                 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
                                 essere copiate; per usare questa opzione i
                                 dati dovranno essere opportunamente allineati
                                 in posizione ed in dimensione alle pagine di
                                 memoria. Viene usato soltanto da
                                 \func{vmsplice}.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
    dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
    \func{tee}.} 
  \label{tab:splice_flag}
\end{table}

\footnotetext{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando possibile i
  meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti di dati (in
  maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano essere
  spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse saranno
  comunque copiate.}

\footnotetext{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di gestione
  dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete, si veda
  la descrizione di \const{TCP\_CORK} in sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e
  quella di \const{MSG\_MORE} in sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}

\footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
  potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
  memoria.}

Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
\texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
fig.~\ref{fig:splice_example}.

Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}. 

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
  \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
  \label{fig:splicecp_data_flux}
\end{figure}

Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
(\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
(\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.

\begin{figure}[!phtb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/splicecp.c}
  \end{minipage}
  \normalsize
  \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
    un file.}
  \label{fig:splice_example}
\end{figure}

Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).

La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
\func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
  59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
(\texttt{\small 41--43}).

Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
(\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
\textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
del file di destinazione.

Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
\var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
(\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
(\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
  iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
  viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
presenti sul buffer.

Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.

Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
  SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
genere di migliorare le prestazioni.

Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate altre
due system call, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano la stessa
infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
descriptor, le tratteremo qui.

La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria di un processo
verso una \textit{pipe}, il suo prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{fcntl.h} 
  \headdecl{sys/uio.h}

  \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
    nr\_segs, unsigned int flags)}
  
  Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.

  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
    successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
    dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
      fa riferimento ad una \textit{pipe}.
    \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
      oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
    \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
      richiesta.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La \textit{pipe} dovrà essere specificata tramite il file descriptor
corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si faccia riferimento
a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali zone di memoria devono
essere trasferita si deve utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec}
(vedi fig.~\ref{fig:file_iovec}), con le stesse con cui le si usano per l'I/O
vettorizzato; le dimensioni del suddetto vettore devono essere passate
nell'argomento \param{nr\_segs} che indica il numero di segmenti di memoria da
trasferire.  Sia per il vettore che per il valore massimo di \param{nr\_segs}
valgono le stesse limitazioni illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.

In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
pipe, in generale (se i dati una volta creati non devono essere riutilizzati)
è opportuno utilizzare il flag \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa si che il
kernel possa rimuovere le relative pagine dallo spazio degli indirizzi del
processo, e scaricarle nella cache, così che queste possono essere utilizzate
immediatamente senza necessità di eseguire una copia dei dati che contengono.

La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
\textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
\begin{functions}  
  \headdecl{fcntl.h} 

  \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
    flags)}
  
  Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.

  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
    successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
    dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
      riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
      stessa \textit{pipe}.
    \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
      richiesta.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
\func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}).

La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
  impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
  avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
allegati alla guida.

\begin{figure}[!htbp]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/tee.c}
  \end{minipage}
  \normalsize
  \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
    standard input sullo standard output e su un file.}
  \label{fig:tee_example}
\end{figure}

La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
(il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
  28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.

Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
\func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
(\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).

Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
\func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
\var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
fig.~\ref{fig:splice_example}).

Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
  precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
  si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
  {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.}  alle pagine di memoria interna
che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.



\subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
\label{sec:file_fadvise}

Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
\func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.

Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
\textit{caching}.

Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
  funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
  essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
all'accesso al disco; il suo prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{fcntl.h}

  \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
  
  Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
      valido o non è aperto in lettura.
    \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
      file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
\param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
\param{count} byte, in modo da portarlo in cache.  La funzione usa la
\index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
\index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
\param{offset} e \param{count} arrotondati di conseguenza.

La funzione estende quello che è un comportamento normale del
kernel\footnote{per ottimizzare gli accessi al disco il kernel quando si legge
  un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre una lettura
  anticipata di una certa quantità di dati; questo meccanismo viene chiamato
  \textit{readahead}, da cui deriva il nome della funzione.} effettuando la
lettura in cache della sezione richiesta e bloccandosi fintanto che questa non
viene completata.  La posizione corrente sul file non viene modificata ed
indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la lettura dei dati si
interrompe una volta raggiunta la fine del file.

Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
all'interno del programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
dati saranno necessari in seguito. Si potrà così concentrare in un unico
momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la lettura, così da ottenere
una migliore risposta nelle operazioni successive.

Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
POSIX.1-2001 dalla funzione \funcd{posix\_fadvise},\footnote{anche se
  l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
  nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
  solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
opportune ottimizzazioni; il suo prototipo, che può è disponibile solo se si
definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
\begin{functions}  
  \headdecl{fcntl.h} 

  \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
  
  Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
      valido.
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
      \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
      (come una pipe o un socket).
    \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
      un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
\param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
  2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}. Si tenga presente comunque
che la funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il
kernel, che utilizza semplicemente l'informazione.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{POSIX\_FADV\_NORMAL}  & Non ci sono avvisi specifici da fare
                                   riguardo le modalità di accesso, il
                                   comportamento sarà identico a quello che si
                                   avrebbe senza nessun avviso.\\ 
    \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
                                   accedere ai dati specificati in maniera
                                   sequenziale, a partire dalle posizioni più
                                   basse.\\ 
    \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}  & I dati saranno letti in maniera
                                   completamente causale.\\
    \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\ 
    \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\ 
    \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\ 
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Valori dei bit dell'argomento \param{advice} di
    \func{posix\_fadvise} che indicano la modalità con cui si intende accedere
    ad un file.}
  \label{tab:posix_fadvise_flag}
\end{table}

Anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della memoria virtuale ed
al meccanismo standard del \textit{readahead} utilizzato dal kernel; in
particolare con \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione
dell'ammontare di dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi
appunto una lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con
\const{POSIX\_FADV\_RANDOM} si disabilita del tutto il suddetto meccanismo,
dato che con un accesso del tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati
immediatamente successivi gli attuali; infine l'uso di
\const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di riportarsi al comportamento di
default.

Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
danno invece inizio ad una lettura in cache della regione del file indicata.
La quantità di dati che verranno letti è ovviamente limitata in base al carico
che si viene a creare sul sistema della memoria virtuale, ma in genere una
lettura di qualche megabyte viene sempre soddisfatta (ed un valore superiore è
solo raramente di qualche utilità). In particolare l'uso di
\const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può considerare l'equivalente POSIX di
\func{readahead}.

Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
  streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
  inviati possono essere tranquillamente scartate.}

Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
specifica per le operazioni di scrittura, \func{posix\_fallocate},\footnote{la
  funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94.} che consente di
preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
\begin{functions}  
  \headdecl{fcntl.h} 

  \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
  
  Richiede la allocazione di spazio disco per un file.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
    codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
    viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
      valido o non è aperto in scrittura.
    \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
      zero.
    \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
      la dimensione massima consentita per un file.
    \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
      file regolare.
    \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
      l'operazione. 
    \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
  \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione si assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
se questa si estende oltre la fine del file le dimensioni di quest'ultimo
saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con successo la
funzione è garantito che una scrittura nella regione indicata non fallirà per
mancanza di spazio disco.


 
% TODO documentare \func{posix\_fadvise}
% vedi http://insights.oetiker.ch/linux/fadvise.html
% questo tread? http://www.ussg.iu.edu/hypermail/linux/kernel/0703.1/0032.html

% TODO documentare \func{fallocate}, introdotta con il 2.6.23
% vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
% http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
% \func{fallocate} con il 2.6.25 supporta pure XFS


%\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
%\label{sec:file_io_port}
%
% TODO l'I/O sulle porte di I/O 
% consultare le manpage di ioperm, iopl e outb





\section{Il file locking}
\label{sec:file_locking}

\index{file!locking|(}

In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
in cui essi opereranno.

Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
  condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
output sul file.

In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
delle operazioni di scrittura.



\subsection{L'\textit{advisory locking}}
\label{sec:file_record_locking}

La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
  locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
  come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
  \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
    lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
  mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
    locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
  ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
  riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
  mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.  Questo significa
che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
utilizzando le relative funzioni.

In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
  seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
  nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
  \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
  processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
  \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
\textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
proteggere il loro accesso in lettura.

La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
\textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
proteggere il suo accesso in scrittura.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
    \hline
    \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
    \cline{2-4}
                       &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
    \hline
    \hline
    \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
    \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Tipologie di file locking.}
  \label{tab:file_file_lock}
\end{table}

In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
  locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
\func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}.  I \textit{file lock}
sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
che pertanto possono coesistere senza interferenze.

Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
\textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file.  Se il lock viene acquisito
il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
menzionate, nel successo della richiesta.

Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
lock).

%%  Si ricordi che
%% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
%% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
%% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.


\subsection{La funzione \func{flock}} 
\label{sec:file_flock}

La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
\begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
  
  Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
      specificato \const{LOCK\_NB}.
    \end{errlist}
  }
\end{prototype}

La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
\param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
essere passato utilizzando le costanti riportate in
tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\ 
    \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
    \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
    \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
                       richiesta di un \textit{file lock}.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
  \label{tab:file_flock_operation}
\end{table}

I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
usare \const{LOCK\_UN}.

La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}.  Per capire queste
differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
file locking nel kernel in entrambe le interfacce.

In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
  accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
  mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
  \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
  mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
  definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
  del kernel).  Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
  un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
diversi che aprono lo stesso file.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
  \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare  
    del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
  \label{fig:file_flock_struct}
\end{figure}

La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.}  Nel caso
dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
\func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
  nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
  i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
\textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
titolare.

Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
corrispondente a quella registrata nel lock.  Allora se ricordiamo quanto
visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
\func{dup} e \func{fork}.

Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
\textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
  riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
  \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
  apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
\itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.

Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
\textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi.  Quindi, nel caso ci
siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
descriptor, il lock non viene rilasciato.

Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
\textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
server supportino questa funzionalità.
 

\subsection{Il file locking POSIX}
\label{sec:file_posix_lock}

La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
essa viene usata solo secondo il prototipo:
\begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
  
  Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
      \textit{file lock} da parte di altri processi.
    \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
      sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
      o il protocollo per il locking remoto è fallito.
    \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un lock su una regione bloccata da
      un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
      mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
      \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
      riconosca sempre questa situazione.
    \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
      di poter acquisire un lock.
    \end{errlist}
    ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
  }
\end{prototype}

Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
\func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
relative agli eventuali lock preesistenti.  Per poter fare tutto questo la
funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
(la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
regione bloccata.

\begin{figure}[!bht]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/flock.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
    locking.} 
  \label{fig:struct_flock}
\end{figure}


I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
\var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
\const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}). 

Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
\var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
eventualmente aggiunto in coda allo stesso.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
    \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
    \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
  \label{tab:file_flock_type}
\end{table}

Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.

Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
\param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
\item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
  puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
  la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
  ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
  \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}. 
\item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
  \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
  corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
  richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
  funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
  \errcode{EAGAIN}.
\item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
  non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
  processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
  rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
  con un errore di \errcode{EINTR}.
\end{basedescript}

Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
\var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}.  Inoltre a seconda del valore di
\var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
(se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.

Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
\const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
\func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
  è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
  sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
stato effettivamente acquisito.

\begin{figure}[htb]
  \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
  \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
  \label{fig:file_flock_dead}
\end{figure}

Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
\textit{deadlock}.


Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
  sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
  semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
  \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
  bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}.  La struttura è
  comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
  impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
  usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
\acr{pid} del processo.

\begin{figure}[!bht]
  \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
  \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare  
    del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
  \label{fig:file_posix_lock}
\end{figure}

Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
  \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
  automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
  che le due interfacce restano ben separate.}  per verificare se la regione
richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
ed aggiunto alla lista.

Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
\acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
\acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
il \acr{pid} resta lo stesso.  Questo comporta che, al contrario di quanto
avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.

La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
\func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.

Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
\acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
avranno sempre successo.

Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
  cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
  sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
  rilascio per cancellare il lock.}  la cosa non ha alcun effetto; la funzione
ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
(indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.  Il
comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
necessario a soddisfare l'operazione richiesta.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/Flock.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
  \label{fig:file_flock_code}
\end{figure}

Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
allegato nella directory dei sorgenti).

La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.

Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
  15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
\const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
modalità bloccante.

Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria.  Nel caso
invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
esegue (\texttt{\small 41}).

In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
(\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
lock vengono rilasciati.

Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
all'interno di un terminale il seguente comando:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
proviamo ad eseguire un write lock avremo:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
Failed lock: Resource temporarily unavailable
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
file con il comando:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
Failed lock: Resource temporarily unavailable
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
se invece blocchiamo una regione con: 

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
sovrappongono avremo che:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15  Flock.c
Failed lock: Resource temporarily unavailable
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
avremo che:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15  Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
Failed lock: Resource temporarily unavailable
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
come ci aspettiamo questo non sarà consentito.

Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
opzione:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
otterremo:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
\texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{3mm}
\par\noindent

Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.



\subsection{La funzione \func{lockf}}
\label{sec:file_lockf}

Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
  
  Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
      selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
      file è mappato in memoria.
    \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
      sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
    \end{errlist}
    ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
  }
\end{prototype}

Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
                      mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
    \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
                      alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file.\\
    \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
    \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
                      si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
                      con un OR aritmetico dei valori.\\ 
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
  \label{tab:file_lockf_type}
\end{table}

Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
\const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
affatto equivalente a \func{flock}).



\subsection{Il \textit{mandatory locking}}
\label{sec:file_mand_locking}

\itindbeg{mandatory~locking|(}

Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
\textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.

Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
  locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
  sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
  cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
  non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
    locking}.}

L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
  potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
  detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
(specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
omonimo).

Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.

La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
locking.

Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.

Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
\errcode{EAGAIN}.

Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
\func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).

L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
  impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
  comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
  diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
  all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
  \file{Documentation/mandatory.txt}.}  di seguire questo comportamento
soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
possibilità di modificare il file.

\index{file!locking|)}

\itindend{mandatory~locking|(}


% LocalWords:  dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
% LocalWords:  descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
% LocalWords:  pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
% LocalWords:  timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
% LocalWords:  CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
% LocalWords:  libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
% LocalWords:  condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
% LocalWords:  ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
% LocalWords:  POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
% LocalWords:  POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
% LocalWords:  GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
% LocalWords:  all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
% LocalWords:  breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
% LocalWords:  uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
% LocalWords:  pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
% LocalWords:  symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
% LocalWords:  MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
% LocalWords:  block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
% LocalWords:  PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
% LocalWords:  aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
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