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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 \capref{cha:file_unix_interface} e \capref{cha:files_std_interface} è che si
28 può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in \secref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system call lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i
42 socket\index{socket} ed alcuni file di dispositivo\index{file!di
43 dispositivo}; sui file normali le funzioni di lettura e scrittura
44 ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni di lettura possono
45 bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul descrittore su cui si sta
48 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
49 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
50 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
51 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
52 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
53 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
54 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere
55 un'altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
56 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
57 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
58 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
59 potrebbe addirittura arrivare ad un \textit{deadlock}\index{deadlock}.
61 Abbiamo già accennato in \secref{sec:file_open} che è possibile prevenire
62 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in quella
63 che viene chiamata \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
64 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
65 di input/output eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano
66 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}.
68 L'utilizzo di questa modalità di I/O permette di risolvere il problema
69 controllando a turno i vari file descriptor, in un ciclo in cui si ripete
70 l'accesso fintanto che esso non viene garantito. Ovviamente questa tecnica,
71 detta \textit{polling}\index{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene
72 costantemente impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle system
73 call che nella gran parte dei casi falliranno.
75 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
76 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
77 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
78 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
79 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
80 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
82 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
83 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
84 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
85 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
86 ulteriori dettagli e qualche esempio in \secref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
89 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
90 \label{sec:file_select}
92 Il primo ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O multiplexing} è stato
93 BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in BSD4.2 e standardizzata
94 in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che supportano i
95 \textit{socket}\index{socket}, compreso le varianti di System V.} con la
96 funzione \funcd{select}, il cui prototipo è:
99 \headdecl{sys/types.h}
101 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
102 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
104 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
107 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
108 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
109 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
111 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
113 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
114 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
115 un valore non valido per \param{timeout}.
117 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
121 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
122 \tabref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
123 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
124 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
127 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
128 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
129 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
130 file descriptor, in maniera analoga a come un \textit{signal set} (vedi
131 \secref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
132 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
133 opportune macro di preprocessore:
135 \headdecl{sys/time.h}
136 \headdecl{sys/types.h}
138 \funcdecl{FD\_ZERO(fd\_set *set)}
139 Inizializza l'insieme (vuoto).
141 \funcdecl{FD\_SET(int fd, fd\_set *set)}
142 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
144 \funcdecl{FD\_CLR(int fd, fd\_set *set)}
145 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
147 \funcdecl{FD\_ISSET(int fd, fd\_set *set)}
148 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
151 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
152 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
153 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
154 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
155 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
156 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
157 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
158 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
159 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
160 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
161 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
163 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
164 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
165 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
166 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
167 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
168 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
169 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
170 messaggi urgenti su un \textit{socket}\index{socket}, vedi
171 \secref{sec:TCP_urgent_data}).
173 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
174 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
175 specificare qual'è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
176 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
177 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
178 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
179 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
180 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
181 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
182 il valore di \param{n} è un errore comune.}
184 Infine l'argomento \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima
185 che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende
186 indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura
187 \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
188 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
190 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
191 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
192 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
193 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
194 indicare i file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo
195 da poterli controllare con \const{FD\_ISSET}. Se invece si ha un timeout
196 viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono modificati. In
197 caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre insiemi sono
198 indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro contenuto.
200 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
201 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
202 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
203 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
204 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
205 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
206 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
207 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
208 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
209 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
210 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
212 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
213 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
214 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
215 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
216 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
217 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
218 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
220 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
221 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
222 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
223 essere arbitario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
224 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
225 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
227 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
228 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
229 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
230 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
231 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
232 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
233 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
234 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
235 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
236 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
237 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
238 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
239 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
240 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
241 \begin{prototype}{sys/select.h}
242 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
243 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
245 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
248 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
249 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
250 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
252 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
254 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
255 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
256 un valore non valido per \param{timeout}.
258 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
261 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
262 struttura \struct{timespec} (vedi \figref{fig:sys_timeval_struct}) per
263 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
264 caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
265 che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
266 \secref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
267 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
270 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
271 race condition\index{race condition} quando ci si deve porre in attesa sia di
272 un segnale che di dati.\footnote{in Linux però non è stata ancora introdotta
273 la relativa system call, pertanto la funzione è implementata nelle
274 \acr{glibc} attraverso \func{select} e la possibilità di race condition
275 permane.} La tecnica classica è quella di utilizzare il gestore per
276 impostare una variabile globale e controllare questa nel corpo principale del
277 programma; abbiamo visto in \secref{sec:sig_example} come questo lasci spazio
278 a possibili race condition, per cui diventa essenziale utilizzare
279 \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire
280 il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde
281 evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe
284 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
285 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
286 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
287 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
288 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
289 \includecodesnip{listati/select_race.c} qui però emerge una race
290 condition,\index{race condition} perché se il segnale arriva prima della
291 chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione del
292 segnale non sarà rilevata.
294 Per questo è stata introdotta \func{pselect}, che attraverso l'argomento
295 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
296 contestualmente all'esecuzione della funzione, e ribloccandolo non appena essa
297 ritorna. In questo modo il precedente codice potrebbe essere essere modificato
299 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
300 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
301 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
302 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
306 \subsection{La funzione \func{poll}}
307 \label{sec:file_poll}
309 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
310 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
311 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
312 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
313 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
315 \begin{prototype}{sys/poll.h}
316 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
318 La funzione attende un cambiamento di stato per uno dei file descriptor
319 specificati da \param{ufds}.
321 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
322 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout; in caso di errore viene
323 restituito -1 ed \var{errno} assumerà uno dei valori:
325 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
327 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
328 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
329 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
331 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
334 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
335 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
336 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
337 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
338 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
339 indica un'attesa indefinita, mentre un valore comporta il ritorno immediato (e
340 può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
341 \textsl{non-bloccante}).
344 \footnotesize \centering
345 \begin{minipage}[c]{15cm}
346 \includestruct{listati/pollfd.h}
349 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
350 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
351 \label{fig:file_pollfd}
354 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
355 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
356 struttura, la cui definizione è riportata in \figref{fig:file_pollfd}, prevede
357 tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file descriptor da
358 controllare, in \var{events} deve essere specificata una maschera binaria di
359 flag che indichino il tipo di evento che si vuole controllare, mentre in
360 \var{revents} il kernel restituirà il relativo risultato. Usando un valore
361 negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà ignorata da
362 \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del tutto indipendenti da quelli
363 in uscita (che vengono restituiti in \var{revents}) non è necessario
364 reinizializzare tutte le volte il valore delle strutture \struct{pollfd} a
365 meno di non voler cambiare qualche condizione.
367 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
368 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
369 \tabref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
370 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
371 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
372 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
373 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
378 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
380 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
383 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
384 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
385 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
386 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
388 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
389 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
390 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
392 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
393 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
394 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
396 \const{POLLMSG} & Definito per compatobilità con SysV.\\
399 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
400 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
401 \label{tab:file_pollfd_flags}
404 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
405 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
406 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
407 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
408 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
409 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
410 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
411 distinzione ha senso solo per i dati \textit{out-of-band} dei socket (vedi
412 \secref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
413 alle varie condizioni dei socket torneremo in \secref{sec:TCP_serv_poll}, dove
414 vedremo anche un esempio del suo utilizzo. Si tenga conto comunque che le
415 costanti relative ai diversi tipi di dati (come \macro{POLLRDNORM} e
416 \macro{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si sia definito
417 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
418 file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
421 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
422 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
423 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
424 valori di \tabref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
425 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
426 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
430 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
431 %\label{sec:file_epoll}
436 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
437 \label{sec:file_asyncronous_access}
439 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
440 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
441 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
442 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
443 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
444 \textsl{asincrona}, senza cioè che un processo debba bloccarsi, ed utilizzi
445 invece un meccanismo di notifica asincrono, come un segnale, per rilevare la
446 possibilità di eseguire le operazioni volute.
449 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
450 \label{sec:file_asyncronous_operation}
452 Abbiamo accennato in \secref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
453 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
454 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
455 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
456 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
457 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
458 \secref{sec:file_fcntl}).
460 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
461 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
462 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
463 \secref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
464 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
467 Quello che succede è che il sistema genera un segnale (normalmente
468 \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando \const{F\_SETSIG} di
469 \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal file
470 descriptor che si è posto in questa modalità. Si può inoltre selezionare, con
471 il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl}, quale processo (o gruppo di
472 processi) riceverà il segnale. Se pertanto si effettuano le operazioni in
473 risposta alla ricezione del segnale non ci sarà più la necessità di restare
474 bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai file.
476 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
477 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
478 hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
479 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
480 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
481 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
482 percentuale) sono diventati attivi.
484 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
485 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
486 file descriptor sono più di uno, qual'è quello responsabile dell'emissione del
487 segnale; inoltre dato che i segnali normali non si accumulano, in presenza di
488 più file descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso
489 tempo verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
490 POSIX.1b dei segnali real-time, che possono accumularsi e che permettono di
491 riconoscere il file descriptor facendo ricorso alle informazioni aggiuntive
492 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
493 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore (si riveda quanto illustrato in
494 \secref{sec:sig_sigaction}).
496 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
497 (vedi \secref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
498 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
499 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
500 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
501 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
502 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
503 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
504 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
505 descriptor che ha generato il segnale.
507 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo dotati di
508 una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo file descriptor;
509 inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella risposta a seconda del
510 segnale usato. In questo modo si può identificare immediatamente un file su
511 cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di funzioni
512 come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura la coda;
513 si eccedono le dimensioni di quest'ultima; in tal caso infatti il kernel, non
514 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
515 invierà al suo posto un \const{SIGIO}, su cui si accumuleranno tutti i segnali
516 in eccesso, e si dovrà determinare con un ciclo quali sono i file diventati
520 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
521 \label{sec:file_asyncronous_io}
523 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
524 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
525 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
526 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
527 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
528 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
529 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
531 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
532 varie occasioni (in particolar modo con i socket\index{socket} e gli altri
533 file per i quali le funzioni di I/O sono \index{system call lente}system call
534 lente), essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file
535 descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle
536 medesime. Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O
537 asincrono vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la
538 lettura e la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle
541 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
542 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
543 di thread. Al momento esiste una sola versione stabile di questa interfaccia,
544 quella delle \acr{glibc}, che è realizzata completamente in user space, ed
545 accessibile linkando i programmi con la libreria \file{librt}. Nei kernel
546 della nuova serie è stato anche introdotta (a partire dal 2.5.32) un nuovo
547 layer per l'I/O asincrono.
549 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
550 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
551 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
552 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
553 \file{aio.h}, è riportata in \figref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
554 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
555 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
558 \footnotesize \centering
559 \begin{minipage}[c]{15cm}
560 \includestruct{listati/aiocb.h}
563 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
565 \label{fig:file_aiocb}
568 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
569 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
570 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
571 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
572 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
573 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
574 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
575 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
576 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
577 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
578 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
579 del blocco di dati da trasferire.
581 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
582 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
583 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
584 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
585 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
586 partire da quella del processo chiamante (vedi \secref{sec:proc_priority}),
587 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
588 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
589 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
590 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
591 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
594 \footnotesize \centering
595 \begin{minipage}[c]{15cm}
596 \includestruct{listati/sigevent.h}
599 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
600 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
601 \label{fig:file_sigevent}
604 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
605 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
606 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
607 riportata in \secref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è quello
608 che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
609 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
610 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
611 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
612 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
613 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
614 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
615 \figref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
617 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
618 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
619 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
620 \var{sigev\_notify\_attribute}.
623 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
624 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
625 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
626 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
630 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
631 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
633 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
634 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
637 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
638 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
640 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
641 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
642 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
643 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
644 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
649 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
650 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
651 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
652 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
653 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
654 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
655 \secref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
656 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
658 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
659 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
660 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
661 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
662 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
663 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
664 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
665 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
668 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
669 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
670 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
671 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
672 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
673 errore; il suo prototipo è:
674 \begin{prototype}{aio.h}
675 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
677 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
680 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
681 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
685 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
686 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
687 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
688 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
689 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
690 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
691 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
692 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
695 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
696 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
697 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
698 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
700 \begin{prototype}{aio.h}
701 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
703 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
706 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
710 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
711 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
712 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
713 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
714 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
716 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
717 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
718 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
719 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
720 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
723 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
724 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
725 compiuta dalla funzione \func{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
726 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
728 \begin{prototype}{aio.h}
729 {ssize\_t aio\_return(int op, struct aiocb *aiocbp)}
731 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
733 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
734 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
735 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
738 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
739 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
740 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
741 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
742 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
743 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
744 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
745 \secref{sec:file_sync}).
747 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
748 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
749 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
750 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
751 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
753 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
754 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
755 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
756 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
758 \begin{prototype}{aio.h}
759 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
761 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
764 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
765 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
766 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
770 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
771 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
772 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
773 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
774 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
775 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
776 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
778 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
779 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
780 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
781 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
782 cancellazione sono state già completate,
784 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
787 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
788 corso e non sono state cancellate.
791 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
792 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
793 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
794 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
795 del loro avvenuto completamento.
797 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
798 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
799 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
800 specifica operazione; il suo prototipo è:
801 \begin{prototype}{aio.h}
802 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
805 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
806 operazioni specificate da \param{list}.
808 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
809 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
812 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
814 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
815 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
820 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
821 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
822 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
823 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
824 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
825 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
826 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
827 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
828 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
830 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
831 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
832 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
833 \begin{prototype}{aio.h}
834 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
837 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
838 secondo la modalità \param{mode}.
840 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
841 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
843 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
845 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
846 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
847 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
848 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
849 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
854 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
855 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
856 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
857 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
858 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
859 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
860 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
861 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
862 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
864 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
865 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
866 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
869 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
870 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
871 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
872 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
873 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
874 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
875 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
879 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
880 \label{sec:file_advanced_io}
882 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
883 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
884 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
885 scrittura che abbiamo esaminato in \secref{sec:file_base_func}. In questa
886 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
887 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria}.
890 \subsection{I/O vettorizzato}
891 \label{sec:file_multiple_io}
893 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
894 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
895 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
896 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
897 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
898 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
901 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
902 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
903 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
904 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
905 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
906 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
907 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
912 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
913 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
916 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
917 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
918 specificati da \param{vector}.
920 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
921 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
922 assumerà uno dei valori:
924 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
925 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
926 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
927 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
928 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
929 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
930 non ci sono dati in lettura.
931 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
933 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
934 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
935 \func{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
936 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
939 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
940 \figref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
941 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
942 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
945 \footnotesize \centering
946 \begin{minipage}[c]{15cm}
947 \includestruct{listati/iovec.h}
950 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
952 \label{fig:file_iovec}
955 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
956 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
957 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
958 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
959 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
960 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
963 \subsection{File mappati in memoria}
964 \label{sec:file_memory_map}
966 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
967 rispetto a quella classica vista in \capref{cha:file_unix_interface}, è il
968 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
969 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
970 \secref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
971 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo. Il meccanismo è
972 illustrato in \figref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del file viene
973 riportata direttamente nello spazio degli indirizzi del programma. Tutte le
974 operazioni su questa zona verranno riportate indietro sul file dal meccanismo
975 della memoria virtuale\index{memoria virtuale} che trasferirà il contenuto di
976 quel segmento sul file invece che nella swap, per cui si può parlare tanto di
977 file mappato in memoria, quanto di memoria mappata su file.
981 \includegraphics[width=7.cm]{img/mmap_layout}
982 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
983 mappatura in memoria di un file.}
984 \label{fig:file_mmap_layout}
987 Tutto questo comporta una notevole semplificazione delle operazioni di I/O, in
988 quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer intermedi su cui
989 appoggiare i dati da traferire, ma questi potranno essere acceduti
990 direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa interfaccia è
991 più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette di caricare in
992 memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad un dato
995 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
996 virtuale,\index{memoria virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
997 opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
998 per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
999 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1000 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1001 salvate sullo swap. Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le
1002 pagine che mappano un file vengono salvate automaticamente, così come le
1003 pagine dei programmi vengono scritte sulla swap; questo consente di accedere
1004 ai file su dimensioni il cui solo limite è quello dello spazio di indirizzi
1005 disponibile, e non della memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1007 L'interfaccia prevede varie funzioni per la gestione del \textit{memory mapped
1008 I/O}, la prima di queste è \funcd{mmap}, che serve ad eseguire la mappatura
1009 in memoria di un file; il suo prototipo è:
1013 \headdecl{sys/mman.h}
1015 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1018 Esegue la mappatura in memoria del file \param{fd}.
1020 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1021 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1022 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1024 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1025 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1026 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1027 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1028 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1029 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1030 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1031 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1032 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1033 dimensione delle pagine).
1034 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1035 \param{fd} è aperto in scrittura.
1036 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria.
1037 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1038 numero di mappature possibili.
1039 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1045 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1046 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1047 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1048 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1054 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1056 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1059 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1060 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1061 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1062 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1065 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1066 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1067 \label{tab:file_mmap_prot}
1071 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1072 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1073 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1074 questi segmenti il kernel mantiene nella \textit{page table} la mappatura
1075 sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura,
1076 esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella che si chiama una
1077 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
1078 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1079 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1080 riportati in \tabref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1081 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1083 L'argomento \param{flags} specifica infine qual'è il tipo di oggetto mappato,
1084 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1085 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1086 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1087 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1088 \tabref{tab:file_mmap_flag}.
1093 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1095 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1098 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1099 da \param{start}, se questo non può essere usato
1100 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1101 valore di \param{start} deve essere allineato
1102 alle dimensioni di una pagina. \\
1103 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1104 riportati sul file e saranno immediatamente
1105 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1106 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1107 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1108 \func{unmap}), e solo allora le modifiche saranno
1109 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1110 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1111 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1112 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1113 privata cui solo il processo chiamante ha
1114 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1116 \textit{copy on write}\index{copy on write} e
1117 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1118 specificato se i cambiamenti sul file originale
1119 vengano riportati sulla regione
1120 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1121 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1122 \textit{DoS}\index{DoS} (veniva usato per
1123 segnalare che tentativi di scrittura sul file
1124 dovevano fallire con \errcode{ETXTBSY}).\\
1125 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1126 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1127 delle pagine di swap ad uso del meccanismo di
1128 \textit{copy on write}\index{copy on write}
1130 modifiche fatte alla regione mappata, in
1131 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1132 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1133 un \const{SIGSEGV}. \\
1134 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1136 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli stack. Indica
1137 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1138 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1139 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1140 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1141 ignorati.\footnotemark\\
1142 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1143 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, deprecato.\\
1146 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1147 \label{tab:file_mmap_flag}
1150 \footnotetext{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1152 \footnotetext{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1153 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1155 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1156 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1157 tutto quanto è comunque basato sul basato sul meccanismo della memoria
1158 virtuale.\index{memoria virtuale} Questo comporta allora una serie di
1159 conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
1160 sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
1161 (\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
1162 consentono questo tipo di accesso.
1164 \begin{figure}[!htb]
1166 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_boundary}
1167 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1168 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1169 \label{fig:file_mmap_boundary}
1172 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1173 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1174 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1175 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1176 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1177 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1178 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1179 effettive del file o della sezione che si vuole mappare. Il caso più comune è
1180 quello illustrato in \figref{fig:file_mmap_boundary}, in cui la sezione di
1181 file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso verrà il file sarà
1182 mappato su un segmento di memoria che si estende fino al bordo della pagina
1185 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1186 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1187 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1188 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1189 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1192 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1193 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1194 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1195 quella della mappatura in memoria.
1199 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_exceed}
1200 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1201 alla lunghezza richiesta.}
1202 \label{fig:file_mmap_exceed}
1205 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1206 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1207 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1208 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1209 \const{SIGBUS}, come illustrato in \figref{fig:file_mmap_exceed}.
1211 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1212 in \figref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1213 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1214 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1215 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1216 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1217 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1218 \secref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi di
1219 dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1220 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1222 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1223 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1224 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1225 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1226 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1227 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1228 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1229 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1232 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1233 esso associati (di cui si è trattato in \secref{sec:file_file_times}). Il
1234 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1235 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1236 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1237 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1238 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1239 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1240 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1242 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1243 direttamente dalla memoria virtuale, occorre essere consapevoli delle
1244 interazioni che possono esserci con operazioni effettuate con l'interfaccia
1245 standard dei file di \capref{cha:file_unix_interface}. Il problema è che una
1246 volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura saranno
1247 eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal sistema
1248 della memoria virtuale.
1250 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1251 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1252 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1253 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1254 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1256 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1257 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1258 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1259 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1260 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1261 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1264 \headdecl{sys/mman.h}
1266 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1268 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1270 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1271 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1273 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di \const{PAGESIZE},
1274 o si è specificato un valore non valido per \param{flags}.
1275 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1276 precedentemente mappata.
1281 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1282 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1283 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1284 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1285 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1286 del file aggiornato.
1291 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1293 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1296 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1297 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1298 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1302 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1303 \label{tab:file_mmap_rsync}
1306 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1307 dei valori riportati in \tabref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1308 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1309 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1310 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1311 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1312 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1313 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1314 aggiornate ai nuovi valori.
1316 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1317 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1320 \headdecl{sys/mman.h}
1322 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1324 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1326 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1327 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1329 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1330 precedentemente mappata.
1335 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato attraverso
1336 \param{start} e \param{length}, ed ogni successivo accesso a tale regione
1337 causerà un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1338 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria, e la mappatura di tutte le
1339 pagine contenute (anche parzialmente) nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1340 Indicare un intervallo che non contiene pagine mappate non è un errore.
1342 Alla conclusione del processo, ogni pagina mappata verrà automaticamente
1343 rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per effettuare la
1344 mappatura in memoria non ha alcun effetto sulla stessa.
1347 \section{Il file locking}
1348 \label{sec:file_locking}
1350 \index{file!locking|(}
1351 In \secref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1352 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1353 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1354 in \textit{append mode}, quando più processi scrivono contemporaneamente sullo
1355 stesso file non è possibile determinare la sequenza in cui essi opereranno.
1357 Questo causa la possibilità di race condition\index{race condition}; in
1358 generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra un processo che
1359 scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono leggere informazioni
1360 scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella in cui diversi
1361 processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro output sul
1364 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1365 evitare le race condition\index{race condition}, attraverso una serie di
1366 funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di altri
1367 processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità delle
1368 operazioni di scrittura.
1372 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1373 \label{sec:file_record_locking}
1375 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1376 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1377 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1378 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1379 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discretionary file
1380 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1381 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1382 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1383 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1384 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1385 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1386 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1387 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1388 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
1389 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
1390 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
1391 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
1392 utilizzando le relative funzioni.
1394 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1395 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1396 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1397 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1398 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1399 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1400 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1401 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
1402 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
1403 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
1404 proteggere il loro accesso in lettura.
1406 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1407 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1408 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1409 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1410 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1411 proteggere il suo accesso in scrittura.
1416 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1418 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1420 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1423 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1424 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1427 \caption{Tipologie di file locking.}
1428 \label{tab:file_file_lock}
1431 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1432 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1433 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1434 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1435 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1436 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1438 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1439 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1440 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1441 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1442 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1443 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1444 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1445 delle varie possibilità è riassunta in \tabref{tab:file_file_lock}, dove si
1446 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
1447 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
1448 menzionate, nel successo della richiesta.
1450 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
1451 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
1452 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
1453 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
1454 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
1458 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1459 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1460 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1463 \subsection{La funzione \func{flock}}
1464 \label{sec:file_flock}
1466 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1467 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1468 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1469 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1471 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1473 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1474 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1476 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1477 specificato \const{LOCK\_NB}.
1482 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
1483 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
1484 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
1485 essere passato utilizzando le costanti riportate in
1486 \tabref{tab:file_flock_operation}.
1491 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1493 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1496 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
1497 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
1498 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
1499 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
1500 richiesta di un \textit{file lock}.\\
1503 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
1504 \label{tab:file_flock_operation}
1507 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
1508 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
1509 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
1510 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
1511 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
1512 usare \const{LOCK\_UN}.
1514 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
1515 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
1516 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
1517 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
1518 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
1520 In \figref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
1521 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
1522 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
1523 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
1524 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
1525 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
1526 accennato in \figref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
1527 mantenuti un una \textit{linked list}\index{linked list} di strutture
1528 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
1529 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
1530 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
1531 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
1532 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
1533 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
1534 diversi che aprono lo stesso file.
1538 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
1539 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1540 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
1541 \label{fig:file_flock_struct}
1544 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
1545 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
1546 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
1547 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
1548 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
1549 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
1550 kernel secondo lo schema di \figref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni
1551 nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel
1552 campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i
1553 lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
1554 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
1556 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
1557 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
1558 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
1559 nel lock. Allora se ricordiamo quanto visto in \secref{sec:file_dup} e
1560 \secref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
1561 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
1562 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
1563 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
1565 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
1566 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
1567 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
1568 non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
1569 attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
1570 si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
1571 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
1572 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
1573 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
1574 \func{fork}, anche su processi diversi.
1576 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
1577 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
1578 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
1579 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
1580 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
1581 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
1582 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
1583 sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
1584 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
1586 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
1587 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
1588 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
1589 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
1590 server supportino questa funzionalità.
1593 \subsection{Il file locking POSIX}
1594 \label{sec:file_posix_lock}
1596 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
1597 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
1598 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
1599 \secref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
1600 essa viene usata solo secondo il prototipo:
1601 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
1603 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1605 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1606 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1608 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
1609 \textit{file lock} da parte di altri processi.
1610 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
1611 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
1612 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
1613 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
1614 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
1615 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
1616 \textit{deadlock}\index{deadlock}. Non è garantito che il sistema
1617 riconosca sempre questa situazione.
1618 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
1619 di poter acquisire un lock.
1621 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
1625 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
1626 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
1627 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
1628 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
1629 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
1630 (la cui definizione è riportata in \figref{fig:struct_flock}) nella quale
1631 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
1632 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
1633 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
1636 \begin{figure}[!bht]
1637 \footnotesize \centering
1638 \begin{minipage}[c]{15cm}
1639 \includestruct{listati/flock.h}
1642 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
1644 \label{fig:struct_flock}
1648 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
1649 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
1650 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
1651 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
1652 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
1653 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
1654 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
1655 relative descrizioni in \secref{sec:file_lseek}).
1657 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
1658 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
1659 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
1660 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
1661 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
1662 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
1663 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
1668 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1670 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1673 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
1674 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
1675 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
1678 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
1679 \label{tab:file_flock_type}
1682 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
1683 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
1684 \tabref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente uno
1685 \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un lock
1686 precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo in
1687 caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e riporta
1688 il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
1690 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
1691 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
1692 \param{cmd} che, come già riportato in \secref{sec:file_fcntl}, specifica
1693 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
1694 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1695 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
1696 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
1697 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
1698 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
1699 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
1700 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
1701 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
1702 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
1703 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
1704 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
1706 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
1707 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
1708 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
1709 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
1710 con un errore di \errcode{EINTR}.
1713 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
1714 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
1715 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
1716 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
1717 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
1718 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
1719 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
1720 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
1721 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
1722 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
1724 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
1725 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
1726 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
1727 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
1728 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
1729 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
1730 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
1731 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
1732 stato effettivamente acquisito.
1735 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
1736 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\index{deadlock}.}
1737 \label{fig:file_flock_dead}
1740 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
1741 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
1742 \figref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
1743 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
1744 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
1745 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
1746 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
1747 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
1748 porta ad un \textit{deadlock}\index{deadlock}, dato che a quel punto anche il
1749 processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo. Per
1750 questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo, ed
1751 impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che cerca
1752 di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
1754 \begin{figure}[!bht]
1755 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
1756 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1757 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
1758 \label{fig:file_posix_lock}
1762 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
1763 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto \secref{sec:file_flock})
1764 esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal kernel. Lo schema delle
1765 strutture utilizzate è riportato in \figref{fig:file_posix_lock}; come si vede
1766 esso è molto simile all'analogo di \figref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in
1767 questo caso nella figura si sono evidenziati solo i campi di
1768 \struct{file\_lock} significativi per la semantica POSIX, in particolare
1769 adesso ciascuna struttura contiene, oltre al \acr{pid} del processo in
1770 \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata grazie ai campi
1771 \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la stessa, solo
1772 che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
1773 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato.} il lock è
1774 sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in questo caso la titolarità
1775 non viene identificata con il riferimento ad una voce nella file table, ma con
1776 il valore del \acr{pid} del processo.
1778 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
1779 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la linked list delle strutture
1780 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
1781 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
1782 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
1783 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di lock, in caso
1784 negativo il nuovo lock viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
1786 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
1787 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
1788 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
1789 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
1790 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
1791 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
1792 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
1793 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
1794 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
1796 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
1797 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
1798 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
1799 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
1800 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
1801 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
1802 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
1803 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
1804 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
1806 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
1807 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un'altro
1808 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
1809 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
1810 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
1811 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
1812 avranno sempre successo.
1814 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
1815 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
1816 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
1817 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
1818 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
1819 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
1820 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
1821 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
1822 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
1823 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
1824 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
1825 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
1826 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
1827 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
1828 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
1829 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
1830 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
1831 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
1833 \begin{figure}[!htb]
1834 \footnotesize \centering
1835 \begin{minipage}[c]{15cm}
1836 \includecodesample{listati/Flock.c}
1839 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
1840 \label{fig:file_flock_code}
1843 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
1844 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
1845 intero file usando la semantica BSD; in \figref{fig:file_flock_code} è
1846 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
1847 allegato nella directory dei sorgenti).
1849 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
1850 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
1851 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
1852 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
1853 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
1854 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
1855 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
1856 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
1857 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
1858 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
1859 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
1860 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
1862 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
1863 un parametro (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
1864 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
1865 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
1866 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
1867 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
1868 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
1869 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
1872 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
1873 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
1874 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
1875 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
1876 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
1877 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
1878 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
1879 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
1880 esegue (\texttt{\small 41}).
1882 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
1883 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
1884 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
1885 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
1886 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
1887 lock vengono rilasciati.
1889 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
1890 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
1891 all'interno di un terminale il seguente comando:
1894 \begin{minipage}[c]{12cm}
1896 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
1899 \end{minipage}\vspace{1mm}
1901 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
1902 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
1903 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
1904 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
1905 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
1906 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
1909 \begin{minipage}[c]{12cm}
1911 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
1912 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1914 \end{minipage}\vspace{1mm}
1916 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
1917 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
1918 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
1919 file con il comando:
1922 \begin{minipage}[c]{12cm}
1924 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1925 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1927 \end{minipage}\vspace{1mm}
1929 se invece blocchiamo una regione con:
1932 \begin{minipage}[c]{12cm}
1934 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
1937 \end{minipage}\vspace{1mm}
1939 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
1940 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
1941 sovrappongono avremo che:
1944 \begin{minipage}[c]{12cm}
1946 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
1947 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1949 \end{minipage}\vspace{1mm}
1951 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
1955 \begin{minipage}[c]{12cm}
1957 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
1960 \end{minipage}\vspace{1mm}
1962 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
1963 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
1966 \begin{minipage}[c]{12cm}
1968 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
1969 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1971 \end{minipage}\vspace{1mm}
1973 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
1975 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
1976 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
1977 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
1981 \begin{minipage}[c]{12cm}
1983 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
1985 \end{minipage}\vspace{1mm}
1987 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
1988 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
1992 \begin{minipage}[c]{12cm}
1994 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1996 \end{minipage}\vspace{1mm}
1998 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
1999 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2000 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2001 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2004 \begin{minipage}[c]{12cm}
2006 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2009 \end{minipage}\vspace{3mm}
2012 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2013 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2014 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2015 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2018 \begin{minipage}[c]{12cm}
2020 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2023 \end{minipage}\vspace{1mm}
2025 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2026 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2027 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2028 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2032 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2033 \label{sec:file_lockf}
2035 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2036 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2037 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2038 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2039 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2040 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2042 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2044 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2045 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2047 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2048 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2049 file è mappato in memoria.
2050 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2051 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2053 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2057 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2058 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2059 \tabref{tab:file_lockf_type}.
2064 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2066 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2069 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2070 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2071 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2072 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2073 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2074 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2075 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2076 con un OR aritmetico dei valori.\\
2079 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2080 \label{tab:file_lockf_type}
2083 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2084 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2085 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2086 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2087 affatto equivalente a \func{flock}).
2091 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2092 \label{sec:file_mand_locking}
2094 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2095 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2096 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2097 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2098 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2099 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2101 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2102 utilizzo particolare del bit \acr{sgid}. Se si ricorda quanto esposto in
2103 \secref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma utilizzato per cambiare il
2104 group-ID effettivo con cui viene eseguito un programma, ed è pertanto sempre
2105 associato alla presenza del permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando
2106 questo bit su un file senza permesso di esecuzione in un sistema che supporta
2107 il \textit{mandatory locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il
2108 file in questione. In questo modo una combinazione dei permessi
2109 originariamente non contemplata, in quanto senza significato, diventa
2110 l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2111 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2112 \secref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato (come
2113 misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale quando
2114 esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2116 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2117 neanche root può passare sopra ad un lock; pertanto un processo che blocchi un
2118 file cruciale può renderlo completamente inaccessibile, rendendo completamente
2119 inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si potrebbe risolvere
2120 rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa
2121 operazione con un sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory
2122 locking} si può bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura
2123 su un file su cui è attivo un lock. Per questo motivo l'abilitazione del
2124 mandatory locking è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem
2125 per filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
2126 \func{mount} riportata in \tabref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
2127 \cmd{mand} per il comando).
2129 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2130 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2131 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2132 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2134 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2135 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2136 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2137 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2138 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2141 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2142 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2143 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2144 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2146 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2147 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2148 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2149 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2152 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2153 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2154 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2155 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2156 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2157 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2158 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2159 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2160 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2162 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2163 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2164 abbiamo trattato in \secref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2165 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2166 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2167 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2168 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2169 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2170 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2171 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2172 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2173 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2174 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2175 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2176 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2177 possibilità di modificare il file.
2178 \index{file!locking|)}
2183 %%% Local Variables:
2185 %%% TeX-master: "gapil"