3 %% Copyright (C) 2000-2007 Simone Piccardi. Permission is granted to
4 %% copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free
5 %% Documentation License, Version 1.1 or any later version published by the
6 %% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Un preambolo",
7 %% with no Front-Cover Texts, and with no Back-Cover Texts. A copy of the
8 %% license is included in the section entitled "GNU Free Documentation
11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
54 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
87 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
88 \label{sec:file_select}
90 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
91 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
92 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
93 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
94 \funcd{select}, il cui prototipo è:
97 \headdecl{sys/types.h}
99 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
100 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
102 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
105 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
106 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
107 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
109 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
111 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
112 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
113 un valore non valido per \param{timeout}.
115 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
119 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
120 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
121 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
122 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
125 \itindbeg{file~descriptor~set}
127 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
128 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
129 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
130 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
131 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
132 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
133 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
135 \headdecl{sys/time.h}
136 \headdecl{sys/types.h}
138 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
139 Inizializza l'insieme (vuoto).
141 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
142 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
144 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
145 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
147 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
148 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
151 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
152 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
153 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
154 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
155 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
156 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
157 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
158 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
159 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
160 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
161 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
163 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
164 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
165 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
166 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
167 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
168 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
169 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
170 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
171 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
172 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
174 \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
175 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
176 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
178 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
179 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
180 specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
181 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
182 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
183 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
184 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
185 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
186 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
187 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
188 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
189 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
190 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
191 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
192 corrente dei file descriptor.
194 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
195 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
196 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
197 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
198 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
199 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
200 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
201 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
202 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
205 \itindend{file~descriptor~set}
207 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
208 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
209 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
210 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
211 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
212 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
213 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
214 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
215 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
216 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
217 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
219 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
220 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
221 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
222 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
223 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
224 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
225 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
227 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
228 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
229 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
230 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
231 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
232 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
234 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
235 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
236 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
237 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
238 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
239 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
240 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
241 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
242 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
243 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
244 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
245 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
246 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
247 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
248 \begin{prototype}{sys/select.h}
249 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
250 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
252 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
255 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
256 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
257 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
259 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
261 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
262 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
263 un valore non valido per \param{timeout}.
265 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
268 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
269 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
270 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
271 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
272 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
273 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
274 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
275 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
276 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
277 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
278 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
281 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
282 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
283 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
284 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
285 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
286 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
287 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
288 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
289 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
290 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
292 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
293 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
294 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
295 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
296 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
297 \includecodesnip{listati/select_race.c}
298 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
299 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
300 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
302 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
303 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
304 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
305 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
306 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
307 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
308 \textit{race condition} permaneva; in tale situzione si può ricorrere ad una
309 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
310 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
311 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
312 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
313 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
314 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
315 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
316 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
317 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
318 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
319 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
320 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
323 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
324 \label{sec:file_poll}
326 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
327 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
328 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
329 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
330 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
332 \begin{prototype}{sys/poll.h}
333 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
335 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
338 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
339 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
340 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
342 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
344 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
345 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
346 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
348 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
351 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
352 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
353 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
354 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
355 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
356 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
357 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
358 \textsl{non-bloccante}).
361 \footnotesize \centering
362 \begin{minipage}[c]{15cm}
363 \includestruct{listati/pollfd.h}
366 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
367 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
368 \label{fig:file_pollfd}
371 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
372 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
373 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
374 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
375 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
376 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
377 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
378 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
379 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
380 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
381 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
382 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
384 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
385 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
386 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
387 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
388 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
389 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
390 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
395 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
397 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
400 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
401 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
402 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
403 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
406 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
407 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
408 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
410 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
411 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
412 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
414 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
417 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
418 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
419 \label{tab:file_pollfd_flags}
422 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
423 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
424 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
425 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
426 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
427 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
428 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
429 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
430 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
431 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
432 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
433 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
434 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
435 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
436 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
437 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
439 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
440 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
441 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
442 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
443 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
444 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
447 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
448 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
449 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
450 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
451 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
453 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
454 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
455 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
456 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
458 \begin{prototype}{sys/poll.h}
459 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
460 const sigset\_t *sigmask)}
462 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
465 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
466 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
467 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
469 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
471 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
472 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
473 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
475 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
478 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
479 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
480 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
481 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
482 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
483 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
484 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
486 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
487 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
488 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
489 risultati illustrati in precedenza.
492 % TODO accennare a ppoll vedi articolo LWN http://lwn.net/Articles/176750/
494 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
495 %\label{sec:file_epoll}
500 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
501 \label{sec:file_asyncronous_access}
503 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
504 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
505 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
506 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
507 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
508 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
509 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
510 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
511 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
512 operazioni di I/O volute.
515 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
516 \label{sec:file_asyncronous_operation}
518 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
519 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
520 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
521 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
522 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
523 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
524 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
526 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
527 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
528 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
529 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
530 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
533 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
534 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
535 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
536 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
537 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
538 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
539 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
540 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
541 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
542 \textit{signal driven I/O}.
544 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
545 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
546 hanno buone prestazioni. % TODO aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
547 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
548 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
549 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
550 percentuale) sono diventati attivi.
552 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
553 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
554 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
555 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
556 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
557 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
558 verrebbero notificati una volta sola.
560 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
561 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
562 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
563 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
564 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
565 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
566 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
568 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
569 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
570 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
571 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
572 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
573 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
574 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
575 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
576 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
577 descriptor che ha generato il segnale.
579 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
580 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
581 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
582 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
583 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
584 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
585 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
588 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
589 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
590 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
591 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
594 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
597 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
598 \label{sec:file_asyncronous_lease}
600 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
601 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
602 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
603 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
604 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
605 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
606 non prevede alcun meccanismo per cui un processo possa essere
607 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
608 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
609 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
610 \const{SIGHUP} che, per convenzione adottata dalla gran parte di detti
611 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
612 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
615 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
616 generale comporterebbe un notevole aumento di complessità dell'architettura
617 della gestione dei file, per fornire una funzionalità necessaria soltanto in
618 casi particolari. Dato che all'origine di Unix i soli programmi che potevano
619 avere una tale esigenza erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base
620 della progettazione, che era di far fare al kernel solo le operazioni
621 strettamente necessarie e lasciare tutto il resto a processi in user space,
622 non era stata prevista nessuna funzionalità di notifica.
624 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
625 tipo (molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad interfaccia
626 grafica) sono state successivamente introdotte delle estensioni che
627 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
628 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
629 \itindex{polling} \textit{polling}.
631 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
632 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
633 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
634 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
635 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
636 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
637 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
641 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
642 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
643 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
644 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
645 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
648 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
649 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
650 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
651 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
652 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
653 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
654 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
655 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
656 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
657 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
659 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
660 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
661 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
662 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
663 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
664 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
666 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
667 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
668 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
669 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
670 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
671 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
672 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
677 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
679 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
682 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
683 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
684 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
687 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
688 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
689 \const{F\_GETLEASE}.}
690 \label{tab:file_lease_fctnl}
693 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
694 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
695 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
696 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
697 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
698 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
700 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
701 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
702 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
703 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
704 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
705 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
706 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
707 \textit{lease} su qualunque file.
709 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
710 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
711 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
712 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
713 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
714 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
715 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
716 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
717 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
718 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
719 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
720 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
721 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
722 operazioni di lettura e scrittura.
724 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
725 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
726 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
727 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
728 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
729 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
730 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
731 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
732 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
733 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
736 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
737 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
738 \file{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
739 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
740 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
741 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
742 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
743 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
744 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
747 \index{file!dnotify|(}
749 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
750 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
751 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
752 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
753 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
755 Per risolvere questo problema è stata allora creata un'altra interfaccia,
756 chiamata \textit{dnotify}, che consente di richiedere una notifica quando una
757 directory, o di uno qualunque dei file in essa contenuti, viene modificato.
758 Come per i \textit{file lease} la notifica avviene di default attraverso il
759 segnale \const{SIGIO}, ma se ne può utilizzare un altro. inoltre si potrà
760 ottenere nel gestore del segnale il file descriptor che è stato modificato
761 tramite il contenuto della struttura \struct{siginfo\_t}.
768 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
770 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
773 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
774 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
775 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
776 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
777 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
778 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
779 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
780 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
781 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
783 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
784 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
785 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
786 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
787 directory (con \func{rename}).\\
788 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
789 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
791 \const{DN\_MULTISHOT}& richiede una notifica permanente di tutti gli
795 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
796 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
797 \label{tab:file_notify}
801 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
802 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
803 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
804 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
805 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
806 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
807 tab.~\ref{tab:file_notify}.
809 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
810 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
811 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
812 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
813 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
814 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
815 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
816 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
817 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
818 specificare un valore nullo.
820 \index{file!inotify|(}
822 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità, e della
823 complessità di gestione dovuta all'uso dei segnali. Per questo motivo a
824 partire dal kernel 2.6.13 è stata introdotta una nuova interfaccia per
825 l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
826 \textit{inotify}.\footnote{le corrispondenti funzioni di interfaccia sono
827 state introdotte nelle glibc 2.4.}
829 \index{file!dnotify|)}
831 L'interfaccia di \textit{inotify} è una caratteristica specifica di Linux
832 (pertanto non deve essere usata se si devono scrivere programmi portabili), ed
833 è basata sull'uso di una coda di notifica degli eventi associata ad un file
834 descriptor. La coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init},
836 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
837 {int inotify\_init(void)}
839 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
841 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
842 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
844 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
845 \textit{inotify} consentite all'utente.
846 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
848 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
854 La funzione non prende alcun argomento, e restituisce un file descriptor
855 associato alla coda, attraverso il quale verranno effettuate le operazioni di
856 notifica. Si tratta di un file descriptor speciale, che non è associato a
857 nessun file, ma che viene utilizzato per notificare gli eventi che si sono
858 posti in osservazione all'applicazione che usa l'interfaccia di
861 Trattandosi di file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà essere
862 utilizzato con le funzioni \func{select} e \func{poll}. Dato che gli eventi
863 vengono notificati come dati disponibili in lettura sul file descriptor
864 stesso, dette funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di
865 notifica. Si potrà cioè gestirlo secondo le modalità illustrate in
866 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Inoltre, come per i file descriptor
867 associati ai socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) si potrà ottenere il
868 numero di byte disponibili in lettura eseguendo su di esso l'operazione
869 \const{FIONREAD} con \func{ioctl}.
871 Una volta creata la coda di notifica, ed ottenuto il relativo file descriptor,
872 l'interfaccia prevede che si definiscano gli eventi da tenere sotto
873 osservazione associando ad esso una \textsl{lista di osservazione} (o
874 \textit{watch list}) che indica quali file e directory tenere d'occhio. Per
875 gestire la lista di osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima
876 di queste è \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
877 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
878 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
880 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
882 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
883 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
885 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
886 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
887 non è un filesystem di \textit{inotify}.
888 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
889 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
891 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
894 La funzione consente di creare un \textsl{evento di osservazione} (un
895 cosiddetto ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di
896 notifica. Quest'ultima viene identificata specificando il file descriptor ad
897 essa associato nell'argomento \param{fd}. Il file da porre sotto osservazione
898 viene invece identificato tramite il suo pathname passato nell'argomento
899 \param{pathname}, infine il terzo argomento, \param{mask}, è una maschera
900 binaria che consente di specificare quali tipologie di eventi accaduti sul
901 file devono essere osservati, e deve essere specificato con una OR aritmetico
902 delle costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}.
908 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
910 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
929 \caption{Le costanti che identificano i valori per la maschera binaria
930 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch}.}
931 \label{tab:inotify_event_watch}
935 Dato che può esistere un solo \textit{watch} per file, qualora venga
936 specificato il pathname di un file che era già stato posto in osservazione, la
937 funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti. In caso di successo la
938 funzione ritorna un intero positivo, detto \textit{watch descriptor} che
939 identifica univocamente l'evento di osservazione. Questo valore è importante
940 perché è soltanto con esso che si può rimuovere un evento di osservazione,
941 usando la seconda funzione dell'interfaccia di gestione,
942 \funcd{inotify\_rm\_watch}, il cui prototito è:
943 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
944 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
946 Rimuove un evento di osservazione.
948 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
949 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
951 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
953 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
954 non è associato ad una coda di notifica.
963 % TODO inserire anche inotify, vedi http://www.linuxjournal.com/article/8478
966 \index{file!inotify|)}
973 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
974 \label{sec:file_asyncronous_io}
976 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
977 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
978 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
979 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
980 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
981 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
982 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
984 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
985 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
986 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
987 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
988 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
989 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
990 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
991 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
994 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
995 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
996 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
997 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
998 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
999 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
1000 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
1002 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1003 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1004 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1005 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1006 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1007 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1008 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1010 \begin{figure}[!htb]
1011 \footnotesize \centering
1012 \begin{minipage}[c]{15cm}
1013 \includestruct{listati/aiocb.h}
1016 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1018 \label{fig:file_aiocb}
1021 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1022 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1023 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1024 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1025 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1026 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1027 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1028 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1029 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1030 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1031 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1032 del blocco di dati da trasferire.
1034 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1035 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1036 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1037 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1038 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1039 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1040 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1041 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1042 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1043 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1044 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1046 \begin{figure}[!htb]
1047 \footnotesize \centering
1048 \begin{minipage}[c]{15cm}
1049 \includestruct{listati/sigevent.h}
1052 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1053 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1054 \label{fig:file_sigevent}
1057 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1058 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1059 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1060 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1061 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1062 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1063 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1064 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1065 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1066 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1067 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1068 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1069 \struct{siginfo\_t}.
1070 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1071 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
1072 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
1073 \var{sigev\_notify\_attribute}.
1076 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1077 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1078 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1079 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1083 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1084 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1086 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1087 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1090 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1091 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1093 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
1094 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1095 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
1096 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1097 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1102 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1103 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1104 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1105 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1106 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1107 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1108 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1109 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1111 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1112 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1113 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1114 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1115 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1116 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1117 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1118 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1121 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1122 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1123 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1124 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1125 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1126 errore; il suo prototipo è:
1127 \begin{prototype}{aio.h}
1128 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1130 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1133 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1134 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1138 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1139 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1140 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1141 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1142 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1143 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1144 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1145 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1148 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1149 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1150 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1151 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1153 \begin{prototype}{aio.h}
1154 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1156 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1159 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1163 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1164 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1165 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1166 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1167 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1169 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1170 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1171 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1172 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1173 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1176 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1177 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1178 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1179 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1181 \begin{prototype}{aio.h}
1182 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1184 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1186 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1187 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1188 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1191 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1192 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1193 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1194 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1195 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1196 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1197 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1198 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1200 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1201 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1202 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1203 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1204 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1206 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1207 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1208 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1209 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1211 \begin{prototype}{aio.h}
1212 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1214 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1217 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1218 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1219 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1223 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1224 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1225 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1226 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1227 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1228 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1229 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
1230 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
1231 \file{aio.h}) sono tre:
1232 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1233 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1234 cancellazione sono state già completate,
1236 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
1239 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
1240 corso e non sono state cancellate.
1243 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
1244 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
1245 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
1246 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
1247 del loro avvenuto completamento.
1249 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
1250 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
1251 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
1252 specifica operazione; il suo prototipo è:
1253 \begin{prototype}{aio.h}
1254 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
1257 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
1258 operazioni specificate da \param{list}.
1260 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
1261 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1264 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1266 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1267 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1272 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
1273 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
1274 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
1275 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
1276 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
1277 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
1278 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
1279 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
1280 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
1282 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
1283 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
1284 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
1285 \begin{prototype}{aio.h}
1286 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
1289 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
1290 secondo la modalità \param{mode}.
1292 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1293 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1295 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1297 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
1298 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
1299 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
1300 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1301 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1306 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
1307 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
1308 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
1309 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
1310 che può prendere i valori:
1311 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1312 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
1313 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
1314 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
1316 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
1317 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
1318 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
1319 quelle non completate.
1321 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
1322 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
1323 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
1324 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
1325 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
1326 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
1327 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
1330 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
1331 \label{sec:file_advanced_io}
1333 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
1334 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
1335 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
1336 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
1337 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
1338 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria} e la funzione
1342 \subsection{I/O vettorizzato}
1343 \label{sec:file_multiple_io}
1345 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
1346 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
1347 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
1348 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
1349 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
1350 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
1353 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
1354 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
1355 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
1356 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
1357 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
1358 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
1359 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
1362 \headdecl{sys/uio.h}
1364 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
1365 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
1367 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
1369 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
1370 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1371 assumerà uno dei valori:
1373 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
1374 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
1375 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
1376 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
1377 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
1378 non ci sono dati in lettura.
1379 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
1381 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
1382 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
1383 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
1384 scrittura eseguite su \param{fd}.}
1387 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
1388 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
1389 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
1390 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
1391 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
1393 \begin{figure}[!htb]
1394 \footnotesize \centering
1395 \begin{minipage}[c]{15cm}
1396 \includestruct{listati/iovec.h}
1399 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
1401 \label{fig:file_iovec}
1404 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
1405 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
1406 è specificata dall'argomento \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere
1407 inizializzata opportunamente per indicare i vari buffer da e verso i quali
1408 verrà eseguito il trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti)
1409 nell'ordine in cui li si sono specificati nel vettore \param{vector}.
1412 \subsection{File mappati in memoria}
1413 \label{sec:file_memory_map}
1415 \itindbeg{memory~mapping}
1416 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
1417 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
1418 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
1419 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
1420 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
1421 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
1425 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_layout}
1426 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1427 mappatura in memoria di un file.}
1428 \label{fig:file_mmap_layout}
1431 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
1432 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
1433 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
1434 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
1435 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
1436 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
1437 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
1438 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
1439 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
1440 \textsl{memoria mappata su file}.
1442 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1443 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1444 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1445 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1446 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1447 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1450 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
1451 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
1452 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
1453 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1454 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1455 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1458 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1459 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1460 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1461 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1462 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1464 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1465 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1466 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1471 \headdecl{sys/mman.h}
1473 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1476 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1478 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1479 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1480 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1482 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1483 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1484 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1485 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1486 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1487 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1488 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1489 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1490 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1491 dimensione delle pagine).
1492 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1493 \param{fd} è aperto in scrittura.
1494 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1495 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1496 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1497 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1498 numero di mappature possibili.
1499 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1501 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1502 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1503 l'opzione \texttt{noexec}.
1504 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1505 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1510 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1511 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1512 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1513 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1519 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1521 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1524 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1525 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1526 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1527 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1530 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1531 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1532 \label{tab:file_mmap_prot}
1536 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1537 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1538 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1539 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
1540 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1541 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1542 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1543 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1544 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1545 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1546 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1548 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1549 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1550 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1551 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1552 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1553 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1558 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
1560 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1563 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1564 da \param{start}, se questo non può essere usato
1565 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1566 valore di \param{start} deve essere allineato
1567 alle dimensioni di una pagina. \\
1568 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1569 riportati sul file e saranno immediatamente
1570 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1571 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1572 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1573 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1574 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1575 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1576 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1577 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1578 privata cui solo il processo chiamante ha
1579 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1580 il meccanismo del \textit{copy on
1581 write} \itindex{copy~on~write} e
1582 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1583 specificato se i cambiamenti sul file originale
1584 vengano riportati sulla regione
1585 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1586 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1587 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
1588 (veniva usato per segnalare che tentativi di
1589 scrittura sul file dovevano fallire con
1590 \errcode{ETXTBSY}).\\
1591 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1592 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1593 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1594 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
1596 modifiche fatte alla regione mappata, in
1597 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1598 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1599 un \const{SIGSEGV}. \\
1600 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1602 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
1603 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1604 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1605 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1606 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1607 ignorati.\footnotemark\\
1608 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1609 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1610 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1611 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1612 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1613 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1614 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1615 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1616 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1617 necessarie alla mappatura. \\
1618 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1619 non causa I/O.\footnotemark \\
1620 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1621 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1625 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1626 \label{tab:file_mmap_flag}
1630 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1631 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1632 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
1633 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
1634 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
1635 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
1636 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
1639 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1640 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1641 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1642 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1643 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1644 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1645 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1646 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
1648 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1651 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
1652 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
1653 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
1654 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
1656 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
1657 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
1658 parleremo più avanti.}
1660 \begin{figure}[!htb]
1662 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
1663 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1664 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1665 \label{fig:file_mmap_boundary}
1669 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
1670 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
1671 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
1672 bordo della pagina successiva.
1674 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1675 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1676 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1677 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1678 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1681 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1682 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1683 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1684 quella della mappatura in memoria.
1686 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1687 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1688 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1689 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1690 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1692 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1693 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1694 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1695 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1696 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1697 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1698 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1699 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1700 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1701 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1705 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
1706 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1707 alla lunghezza richiesta.}
1708 \label{fig:file_mmap_exceed}
1711 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1712 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1713 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1714 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1715 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1716 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1717 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1718 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1721 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1722 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1723 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1724 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1725 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1726 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1727 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1728 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1729 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1731 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1732 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1733 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1734 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1735 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1736 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1737 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1739 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1740 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1741 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1742 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1743 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1745 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1746 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1747 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1748 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1749 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1750 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1753 \headdecl{sys/mman.h}
1755 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1757 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1759 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1760 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1762 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
1763 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
1765 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1766 precedentemente mappata.
1771 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1772 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1773 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1774 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1775 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1776 del file aggiornato.
1781 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1783 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1786 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1787 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1788 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1792 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1793 \label{tab:file_mmap_rsync}
1796 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1797 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1798 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1799 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1800 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1801 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1802 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1803 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1804 aggiornate ai nuovi valori.
1806 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1807 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1810 \headdecl{sys/mman.h}
1812 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1814 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1816 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1817 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1819 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1820 precedentemente mappata.
1825 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
1826 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
1827 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1828 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
1829 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1830 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
1831 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
1832 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
1833 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
1835 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
1836 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
1837 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
1838 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
1839 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
1841 % \headdecl{unistd.h}
1842 \headdecl{sys/mman.h}
1844 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
1846 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
1849 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1850 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1852 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
1853 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
1854 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
1855 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
1856 ha solo accesso in lettura.
1857 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
1858 % necessarie all'interno del kernel.
1859 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
1862 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
1867 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
1868 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
1869 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
1870 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
1871 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
1872 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
1874 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
1875 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
1876 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
1877 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
1880 \headdecl{sys/mman.h}
1882 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
1883 new\_size, unsigned long flags)}
1885 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
1887 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
1888 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
1889 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1892 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
1894 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
1895 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
1896 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
1897 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
1898 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
1899 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
1900 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
1906 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
1907 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
1908 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
1909 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
1910 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
1911 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
1912 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
1913 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
1914 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
1915 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
1916 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
1917 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
1919 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
1920 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
1921 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
1922 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
1923 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
1924 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
1925 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
1927 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
1928 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
1929 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
1930 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
1931 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
1932 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
1934 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
1935 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
1936 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
1937 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
1938 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
1939 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
1940 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
1941 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
1942 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
1943 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
1944 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
1946 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
1947 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
1948 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
1949 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
1950 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
1951 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
1952 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
1953 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
1954 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
1955 \textit{memory mapping}.
1957 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
1958 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
1959 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
1960 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
1961 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
1962 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
1963 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
1964 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
1966 \headdecl{sys/mman.h}
1968 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
1969 ssize\_t pgoff, int flags)}
1971 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
1973 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1974 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1976 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
1977 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
1978 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
1983 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
1984 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
1985 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
1986 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
1987 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
1988 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
1991 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
1992 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
1993 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
1994 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
1995 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
1996 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
1997 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
1998 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2000 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2001 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2002 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2003 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2004 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2005 \textit{memory mapping}.
2007 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2008 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2009 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2010 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2011 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2012 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2013 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2014 interessate dal \textit{memory mapping}.
2016 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2017 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2018 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2019 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2020 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2021 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2022 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2023 \const{MAP\_POPULATE}.
2025 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2026 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2027 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2028 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2029 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2030 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2031 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2033 \itindend{memory~mapping}
2036 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor con \func{sendfile}}
2037 \label{sec:file_sendfile}
2041 NdA è da finire, sul perché non è abilitata fra file vedi:
2043 \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2044 {\texttt{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}
2045 % TODO documentare la funzione sendfile
2050 %\subsection{I \textit{raw} device}
2051 %\label{sec:file_raw_device}
2056 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
2057 %\label{sec:file_io_port}
2059 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
2060 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
2065 \section{Il file locking}
2066 \label{sec:file_locking}
2068 \index{file!locking|(}
2070 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
2071 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
2072 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
2073 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
2074 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
2075 in cui essi opereranno.
2077 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
2078 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
2079 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
2080 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
2081 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
2084 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
2085 evitare le \textit{race condition} \itindex{race~condition}, attraverso una
2086 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
2087 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
2088 delle operazioni di scrittura.
2092 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
2093 \label{sec:file_record_locking}
2095 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
2096 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
2097 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
2098 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
2099 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
2100 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
2101 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
2102 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
2103 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
2104 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
2105 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
2106 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
2107 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
2108 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
2109 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
2110 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
2111 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
2112 utilizzando le relative funzioni.
2114 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
2115 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
2116 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
2117 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
2118 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
2119 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
2120 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
2121 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
2122 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
2123 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
2124 proteggere il loro accesso in lettura.
2126 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
2127 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
2128 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
2129 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
2130 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
2131 proteggere il suo accesso in scrittura.
2136 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
2138 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
2140 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
2143 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
2144 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
2147 \caption{Tipologie di file locking.}
2148 \label{tab:file_file_lock}
2151 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
2152 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
2153 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
2154 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
2155 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
2156 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
2158 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
2159 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
2160 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
2161 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
2162 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
2163 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
2164 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
2165 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
2166 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
2167 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
2168 menzionate, nel successo della richiesta.
2170 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
2171 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
2172 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
2173 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
2174 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
2178 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
2179 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
2180 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
2183 \subsection{La funzione \func{flock}}
2184 \label{sec:file_flock}
2186 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
2187 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
2188 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
2189 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
2191 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2193 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2194 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2196 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
2197 specificato \const{LOCK\_NB}.
2202 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
2203 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
2204 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
2205 essere passato utilizzando le costanti riportate in
2206 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
2211 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2213 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2216 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
2217 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
2218 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
2219 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
2220 richiesta di un \textit{file lock}.\\
2223 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
2224 \label{tab:file_flock_operation}
2227 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
2228 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
2229 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
2230 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
2231 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
2232 usare \const{LOCK\_UN}.
2234 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
2235 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
2236 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
2237 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
2238 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
2240 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
2241 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
2242 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
2243 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
2244 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
2245 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
2246 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
2247 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
2248 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
2249 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
2250 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
2251 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
2252 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
2253 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
2254 diversi che aprono lo stesso file.
2258 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
2259 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2260 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
2261 \label{fig:file_flock_struct}
2264 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
2265 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
2266 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
2267 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
2268 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
2269 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
2270 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
2271 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
2272 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
2273 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
2274 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
2277 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
2278 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
2279 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
2280 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
2281 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
2282 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
2283 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
2284 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
2285 \func{dup} e \func{fork}.
2287 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
2288 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
2289 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
2290 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
2291 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
2292 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
2293 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
2294 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
2295 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
2296 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
2297 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
2299 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
2300 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
2301 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
2302 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
2303 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
2304 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
2305 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
2306 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
2307 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
2308 descriptor, il lock non viene rilasciato.
2310 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
2311 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
2312 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
2313 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
2314 server supportino questa funzionalità.
2317 \subsection{Il file locking POSIX}
2318 \label{sec:file_posix_lock}
2320 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
2321 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
2322 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
2323 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
2324 essa viene usata solo secondo il prototipo:
2325 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
2327 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2329 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2330 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2332 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
2333 \textit{file lock} da parte di altri processi.
2334 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2335 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
2336 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
2337 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
2338 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
2339 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
2340 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
2341 riconosca sempre questa situazione.
2342 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
2343 di poter acquisire un lock.
2345 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
2349 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
2350 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
2351 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
2352 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
2353 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
2354 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
2355 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
2356 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
2357 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
2360 \begin{figure}[!bht]
2361 \footnotesize \centering
2362 \begin{minipage}[c]{15cm}
2363 \includestruct{listati/flock.h}
2366 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
2368 \label{fig:struct_flock}
2372 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
2373 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
2374 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
2375 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
2376 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
2377 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
2378 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
2379 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
2381 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
2382 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
2383 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
2384 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
2385 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
2386 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
2387 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
2392 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2394 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2397 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
2398 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
2399 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
2402 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
2403 \label{tab:file_flock_type}
2406 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
2407 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
2408 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
2409 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
2410 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
2411 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
2412 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
2414 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
2415 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
2416 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
2417 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
2418 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2419 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
2420 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
2421 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
2422 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
2423 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
2424 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
2425 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
2426 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
2427 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
2428 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
2430 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
2431 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
2432 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
2433 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
2434 con un errore di \errcode{EINTR}.
2437 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
2438 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
2439 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
2440 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
2441 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
2442 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
2443 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
2444 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
2445 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
2446 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
2448 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
2449 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
2450 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
2451 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
2452 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
2453 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
2454 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
2455 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
2456 stato effettivamente acquisito.
2459 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
2460 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
2461 \label{fig:file_flock_dead}
2464 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
2465 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
2466 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
2467 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
2468 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
2469 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
2470 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
2471 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
2472 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
2473 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
2474 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
2475 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
2476 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
2479 \begin{figure}[!bht]
2480 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
2481 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2482 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
2483 \label{fig:file_posix_lock}
2487 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
2488 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
2489 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
2490 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
2491 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
2492 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
2493 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
2494 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
2495 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
2496 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
2497 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
2498 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
2499 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
2500 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2501 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
2502 \acr{pid} del processo.
2504 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2505 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
2506 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
2507 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
2508 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
2509 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
2510 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
2511 ed aggiunto alla lista.
2513 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2514 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2515 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2516 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2517 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2518 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2519 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2520 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2521 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2523 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2524 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2525 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2526 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2527 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2528 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2529 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2530 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2531 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2533 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2534 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
2535 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2536 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2537 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2538 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2539 avranno sempre successo.
2541 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2542 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2543 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2544 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2545 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2546 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2547 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2548 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2549 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2550 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2551 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2552 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2553 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2554 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2555 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2556 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2557 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2558 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2560 \begin{figure}[!htb]
2561 \footnotesize \centering
2562 \begin{minipage}[c]{15cm}
2563 \includecodesample{listati/Flock.c}
2566 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2567 \label{fig:file_flock_code}
2570 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2571 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2572 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2573 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2574 allegato nella directory dei sorgenti).
2576 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2577 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2578 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2579 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2580 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2581 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2582 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2583 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2584 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2585 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2586 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2587 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2589 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2590 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2591 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2592 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2593 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2594 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2595 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2596 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2599 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2600 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2601 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2602 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2603 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2604 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2605 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2606 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2607 esegue (\texttt{\small 41}).
2609 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2610 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2611 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2612 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2613 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2614 lock vengono rilasciati.
2616 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2617 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2618 all'interno di un terminale il seguente comando:
2621 \begin{minipage}[c]{12cm}
2623 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2626 \end{minipage}\vspace{1mm}
2628 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2629 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2630 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2631 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2632 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
2633 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
2636 \begin{minipage}[c]{12cm}
2638 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
2639 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2641 \end{minipage}\vspace{1mm}
2643 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
2644 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
2645 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
2646 file con il comando:
2649 \begin{minipage}[c]{12cm}
2651 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2652 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2654 \end{minipage}\vspace{1mm}
2656 se invece blocchiamo una regione con:
2659 \begin{minipage}[c]{12cm}
2661 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
2664 \end{minipage}\vspace{1mm}
2666 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
2667 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
2668 sovrappongono avremo che:
2671 \begin{minipage}[c]{12cm}
2673 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
2674 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2676 \end{minipage}\vspace{1mm}
2678 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
2682 \begin{minipage}[c]{12cm}
2684 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
2687 \end{minipage}\vspace{1mm}
2689 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
2690 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
2693 \begin{minipage}[c]{12cm}
2695 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
2696 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2698 \end{minipage}\vspace{1mm}
2700 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2702 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2703 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2704 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2708 \begin{minipage}[c]{12cm}
2710 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2712 \end{minipage}\vspace{1mm}
2714 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2715 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2719 \begin{minipage}[c]{12cm}
2721 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2723 \end{minipage}\vspace{1mm}
2725 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2726 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2727 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2728 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2731 \begin{minipage}[c]{12cm}
2733 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2736 \end{minipage}\vspace{3mm}
2739 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2740 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2741 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2742 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2745 \begin{minipage}[c]{12cm}
2747 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2750 \end{minipage}\vspace{1mm}
2752 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2753 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2754 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2755 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2759 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2760 \label{sec:file_lockf}
2762 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2763 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2764 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2765 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2766 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2767 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2769 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2771 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2772 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2774 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2775 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2776 file è mappato in memoria.
2777 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2778 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2780 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2784 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2785 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2786 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2791 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2793 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2796 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2797 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2798 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2799 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2800 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2801 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2802 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2803 con un OR aritmetico dei valori.\\
2806 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2807 \label{tab:file_lockf_type}
2810 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2811 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2812 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2813 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2814 affatto equivalente a \func{flock}).
2818 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2819 \label{sec:file_mand_locking}
2821 \itindbeg{mandatory~locking|(}
2823 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2824 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2825 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2826 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2827 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2828 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2830 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2831 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
2832 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
2833 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
2834 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
2835 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
2836 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
2837 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
2838 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
2839 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2840 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2841 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
2842 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
2843 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
2846 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2847 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
2848 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
2849 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
2850 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
2851 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
2852 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
2853 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
2854 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
2855 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
2856 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
2857 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
2860 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2861 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2862 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2863 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2865 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2866 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2867 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2868 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2869 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2872 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2873 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2874 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2875 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2877 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2878 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2879 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2880 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2883 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2884 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2885 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2886 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2887 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2888 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2889 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2890 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2891 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2893 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2894 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2895 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2896 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2897 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2898 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2899 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2900 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2901 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2902 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2903 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2904 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2905 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2906 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2907 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2908 possibilità di modificare il file.
2910 \index{file!locking|)}
2912 \itindend{mandatory~locking|(}
2915 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
2916 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
2917 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
2918 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
2919 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
2920 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
2921 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
2922 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
2923 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
2924 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
2925 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
2926 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
2927 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
2928 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
2929 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
2930 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
2931 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
2932 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
2933 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
2934 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
2935 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
2936 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
2937 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
2938 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
2939 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
2940 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
2941 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
2942 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
2943 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
2944 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
2945 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
2946 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
2947 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
2948 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
2949 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA
2952 %%% Local Variables:
2954 %%% TeX-master: "gapil"