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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 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i
42 socket\index{socket} ed alcuni file di
43 dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni di
44 lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni di
45 lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul descrittore
46 su cui si sta operando.
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}\itindex{deadlock}.
61 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
62 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
63 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
64 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
65 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
66 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
67 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
68 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
69 Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}\itindex{polling}, è
70 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
71 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
74 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
75 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
76 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
77 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
78 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
79 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
81 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
82 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
83 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
84 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
85 ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
88 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
89 \label{sec:file_select}
91 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
92 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
93 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
94 supportano i \textit{socket}\index{socket}, compreso le varianti di System
95 V.} con la funzione \funcd{select}, il cui prototipo è:
98 \headdecl{sys/types.h}
100 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
101 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
106 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
107 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
108 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
113 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
114 un valore non valido per \param{timeout}.
116 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
120 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
121 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
122 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
123 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
126 \itindbeg{file~descriptor~set}
128 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
129 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
130 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
131 file descriptor, in maniera analoga a come un
132 \itindex{signal~set}\textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset})
133 identifica un insieme di segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file
134 descriptor set} si possono usare delle opportune macro di preprocessore:
136 \headdecl{sys/time.h}
137 \headdecl{sys/types.h}
139 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
140 Inizializza l'insieme (vuoto).
142 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
143 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
145 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
146 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
148 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
149 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
152 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
153 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
154 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
155 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
156 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
157 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
158 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
159 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
160 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
161 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
162 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
164 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
165 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
166 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
167 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
168 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
169 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
170 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
171 messaggi urgenti su un \textit{socket}\index{socket}, vedi
172 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
174 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
175 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
176 specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
177 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
178 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
179 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
180 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
181 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
182 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
183 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
184 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
185 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
186 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
187 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
188 corrente dei file descriptor.
189 \itindend{file~descriptor~set}
191 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
192 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
193 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
194 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
195 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
196 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
197 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
198 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
199 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
202 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
203 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
204 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
205 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
206 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
207 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
208 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
209 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
210 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
211 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
212 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
214 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
215 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
216 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
217 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
218 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
219 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
220 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
222 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
223 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
224 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
225 essere arbitario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
226 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
227 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
229 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
230 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
231 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
232 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
233 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
234 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
235 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
236 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
237 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
238 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
239 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
240 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
241 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
242 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
243 \begin{prototype}{sys/select.h}
244 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
245 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
247 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
250 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
251 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
252 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
254 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
256 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
257 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
258 un valore non valido per \param{timeout}.
260 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
263 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
264 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
265 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
266 caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
267 che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
268 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
269 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
272 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
273 \textit{race condition}\itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
274 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
275 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
276 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
277 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
278 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
279 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
280 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
281 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
283 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
284 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
285 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
286 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
287 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
288 \includecodesnip{listati/select_race.c} qui però emerge una \textit{race
289 condition},\itindex{race~condition} perché se il segnale arriva prima della
290 chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione del
291 segnale non sarà rilevata.
293 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
294 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
295 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però non è
296 presente la relativa system call, e la funzione è implementata nelle
297 \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man select\_tut}) per cui
298 la possibilità di \itindex{race~condition}\textit{race condition} permane;
299 esiste però una soluzione, chiamata \itindex{self-pipe trick}
300 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
301 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
302 stessa, e indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura
303 all'interno del manipolatore; in questo modo anche se il segnale va perso
304 prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
305 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
306 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
307 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
308 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
309 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
310 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
314 \subsection{La funzione \func{poll}}
315 \label{sec:file_poll}
317 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
318 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
319 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
320 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
321 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
323 \begin{prototype}{sys/poll.h}
324 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
326 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
329 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
330 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
331 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
333 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
335 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
336 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
337 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
339 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
342 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
343 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
344 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
345 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
346 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
347 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
348 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
349 \textsl{non-bloccante}).
352 \footnotesize \centering
353 \begin{minipage}[c]{15cm}
354 \includestruct{listati/pollfd.h}
357 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
358 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
359 \label{fig:file_pollfd}
362 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
363 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
364 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
365 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
366 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
367 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
368 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
369 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
370 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
371 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
372 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
373 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
375 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
376 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
377 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
378 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
379 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
380 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
381 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
386 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
388 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
391 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
392 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
393 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
394 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
396 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
397 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
398 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
400 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
401 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
402 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
404 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
407 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
408 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
409 \label{tab:file_pollfd_flags}
412 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
413 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
414 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
415 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
416 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
417 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
418 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
419 distinzione ha senso solo per i dati \textit{out-of-band} dei socket (vedi
420 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
421 alle varie condizioni dei socket torneremo in sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll},
422 dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo. Si tenga conto comunque che le
423 costanti relative ai diversi tipi di dati (come \const{POLLRDNORM} e
424 \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la
425 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in
426 testa al file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
429 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
430 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
431 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
432 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
433 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
434 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
438 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
439 %\label{sec:file_epoll}
444 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
445 \label{sec:file_asyncronous_access}
447 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
448 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
449 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
450 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
451 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
452 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
453 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
454 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
455 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
456 operazioni di I/O volute.
459 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
460 \label{sec:file_asyncronous_operation}
462 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
463 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
464 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
465 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
466 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
467 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
468 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
470 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
471 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
472 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
473 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
474 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
477 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
478 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
479 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
480 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
481 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
482 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
483 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
484 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
485 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
486 \textit{signal driven I/O}.
488 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
489 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
490 hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
491 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
492 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
493 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
494 percentuale) sono diventati attivi.
496 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
497 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
498 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
499 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
500 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
501 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
502 verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
503 POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono accodati e che permettono di
504 riconoscere il file descriptor che li ha emessi. In questo caso infatti si può
505 fare ricorso alle informazioni aggiuntive restituite attraverso la struttura
506 \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa \var{sa\_sigaction} del
507 gestore (si riveda quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
509 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
510 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
511 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
512 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
513 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
514 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
515 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
516 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
517 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
518 descriptor che ha generato il segnale.
520 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
521 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
522 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
523 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
524 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
525 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
526 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
527 la coda. Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non
528 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
529 invierà al suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti
530 i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i
531 file diventati attivi.
534 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
535 \label{sec:file_asyncronous_io}
537 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
538 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
539 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
540 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
541 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
542 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
543 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
545 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
546 varie occasioni (in particolar modo con i socket\index{socket} e gli altri
547 file per i quali le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente}system call
548 lente), essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file
549 descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle
550 medesime. Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O
551 asincrono vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la
552 lettura e la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle
555 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
556 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
557 di thread. Al momento esiste una sola versione stabile di questa interfaccia,
558 quella delle \acr{glibc}, che è realizzata completamente in user space, ed
559 accessibile linkando i programmi con la libreria \file{librt}. Nei kernel
560 della nuova serie è stato anche introdotta (a partire dal 2.5.32) un nuovo
561 layer per l'I/O asincrono.
563 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
564 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
565 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
566 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
567 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
568 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
569 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
572 \footnotesize \centering
573 \begin{minipage}[c]{15cm}
574 \includestruct{listati/aiocb.h}
577 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
579 \label{fig:file_aiocb}
582 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
583 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
584 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
585 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
586 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
587 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
588 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
589 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
590 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
591 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
592 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
593 del blocco di dati da trasferire.
595 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
596 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
597 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
598 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
599 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
600 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
601 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
602 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
603 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
604 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
605 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
608 \footnotesize \centering
609 \begin{minipage}[c]{15cm}
610 \includestruct{listati/sigevent.h}
613 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
614 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
615 \label{fig:file_sigevent}
618 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
619 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
620 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
621 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
622 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
623 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
624 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
625 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
626 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
627 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
628 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
629 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
631 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
632 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
633 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
634 \var{sigev\_notify\_attribute}.
637 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
638 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
639 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
640 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
644 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
645 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
647 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
648 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
651 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
652 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
654 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
655 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
656 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
657 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
658 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
663 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
664 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
665 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
666 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
667 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
668 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
669 sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
670 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
672 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
673 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
674 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
675 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
676 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
677 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
678 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
679 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
682 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
683 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
684 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
685 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
686 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
687 errore; il suo prototipo è:
688 \begin{prototype}{aio.h}
689 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
691 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
694 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
695 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
699 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
700 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
701 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
702 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
703 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
704 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
705 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
706 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
709 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
710 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
711 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
712 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
714 \begin{prototype}{aio.h}
715 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
717 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
720 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
724 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
725 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
726 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
727 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
728 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
730 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
731 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
732 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
733 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
734 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
737 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
738 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
739 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
740 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
742 \begin{prototype}{aio.h}
743 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
745 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
747 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
748 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
749 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
752 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
753 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
754 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
755 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
756 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
757 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
758 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
759 sez.~\ref{sec:file_sync}).
761 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
762 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
763 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
764 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
765 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
767 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
768 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
769 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
770 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
772 \begin{prototype}{aio.h}
773 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
775 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
778 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
779 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
780 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
784 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
785 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
786 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
787 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
788 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
789 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
790 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
792 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
793 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
794 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
795 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
796 cancellazione sono state già completate,
798 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
801 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
802 corso e non sono state cancellate.
805 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
806 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
807 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
808 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
809 del loro avvenuto completamento.
811 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
812 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
813 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
814 specifica operazione; il suo prototipo è:
815 \begin{prototype}{aio.h}
816 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
819 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
820 operazioni specificate da \param{list}.
822 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
823 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
826 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
828 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
829 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
834 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
835 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
836 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
837 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
838 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
839 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
840 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
841 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
842 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
844 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
845 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
846 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
847 \begin{prototype}{aio.h}
848 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
851 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
852 secondo la modalità \param{mode}.
854 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
855 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
857 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
859 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
860 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
861 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
862 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
863 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
868 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
869 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
870 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
871 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
872 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
873 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
874 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
875 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
876 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
878 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
879 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
880 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
883 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
884 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
885 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
886 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
887 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
888 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
889 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
893 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
894 \label{sec:file_advanced_io}
896 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
897 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
898 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
899 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
900 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
901 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria}.
904 \subsection{I/O vettorizzato}
905 \label{sec:file_multiple_io}
907 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
908 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
909 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
910 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
911 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
912 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
915 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
916 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
917 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
918 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
919 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
920 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
921 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
926 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
927 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
930 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
931 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
932 specificati da \param{vector}.
934 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
935 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
936 assumerà uno dei valori:
938 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
939 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
940 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
941 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
942 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
943 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
944 non ci sono dati in lettura.
945 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
947 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
948 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
949 \var{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
950 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
953 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
954 fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
955 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
956 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
959 \footnotesize \centering
960 \begin{minipage}[c]{15cm}
961 \includestruct{listati/iovec.h}
964 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
966 \label{fig:file_iovec}
969 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
970 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
971 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
972 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
973 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
974 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
977 \subsection{File mappati in memoria}
978 \label{sec:file_memory_map}
980 \itindbeg{memory~mapping}
981 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
982 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
983 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
984 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
985 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
986 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
988 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
989 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
990 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
991 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
992 del file attraverso il sistema della memoria virtuale\index{memoria~virtuale}
993 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
994 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
995 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
996 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
997 \textsl{memoria mappata su file}.
1001 \includegraphics[width=14cm]{img/mmap_layout}
1002 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1003 mappatura in memoria di un file.}
1004 \label{fig:file_mmap_layout}
1007 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1008 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1009 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1010 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1011 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1012 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1015 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
1016 virtuale,\index{memoria~virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
1017 opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
1018 per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1019 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1020 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1023 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1024 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1025 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1026 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1027 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1029 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1030 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1031 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1036 \headdecl{sys/mman.h}
1038 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1041 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1043 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1044 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1045 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1047 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1048 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1049 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1050 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1051 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1052 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1053 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1054 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1055 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1056 dimensione delle pagine).
1057 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1058 \param{fd} è aperto in scrittura.
1059 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1060 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1061 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1062 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1063 numero di mappature possibili.
1064 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1066 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1067 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1068 l'opzione \texttt{noexec}.
1069 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1070 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1075 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1076 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1077 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1078 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1084 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1086 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1089 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1090 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1091 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1092 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1095 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1096 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1097 \label{tab:file_mmap_prot}
1101 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1102 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1103 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1104 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table}\textit{page
1105 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1106 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1107 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1108 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1109 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1110 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1111 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1113 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1114 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1115 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1116 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1117 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1118 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1123 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1125 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1128 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1129 da \param{start}, se questo non può essere usato
1130 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1131 valore di \param{start} deve essere allineato
1132 alle dimensioni di una pagina. \\
1133 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1134 riportati sul file e saranno immediatamente
1135 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1136 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1137 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1138 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1139 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1140 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1141 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1142 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1143 privata cui solo il processo chiamante ha
1144 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1145 il meccanismo del \textit{copy on
1146 write}\itindex{copy~on~write} e
1147 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1148 specificato se i cambiamenti sul file originale
1149 vengano riportati sulla regione
1150 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1151 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1152 \textit{DoS}\index{DoS} (veniva usato per
1153 segnalare che tentativi di scrittura sul file
1154 dovevano fallire con \errcode{ETXTBSY}).\\
1155 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1156 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1157 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1158 \textit{copy on write}\itindex{copy~on~write}
1160 modifiche fatte alla regione mappata, in
1161 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1162 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1163 un \const{SIGSEGV}. \\
1164 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1166 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli stack. Indica
1167 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1168 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1169 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1170 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1171 ignorati.\footnotemark\\
1172 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1173 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1174 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1175 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1176 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1177 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1178 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1179 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1180 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1181 necessarie alla mappatura. \\
1182 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1183 non causa I/O.\footnotemark \\
1184 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1185 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1189 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1190 \label{tab:file_mmap_flag}
1194 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1195 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1196 tutto quanto è comunque basato sul basato sul meccanismo della memoria
1197 virtuale.\index{memoria~virtuale} Questo comporta allora una serie di
1198 conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
1199 sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
1200 (\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
1201 consentono questo tipo di accesso.
1203 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1204 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1205 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1206 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1207 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1208 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1209 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1210 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
1212 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1214 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1215 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1217 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
1218 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
1219 parleremo più avanti.}
1221 \begin{figure}[!htb]
1223 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
1224 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1225 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1226 \label{fig:file_mmap_boundary}
1230 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
1231 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
1232 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
1233 bordo della pagina successiva.
1235 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1236 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1237 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1238 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1239 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1242 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1243 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1244 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1245 quella della mappatura in memoria.
1247 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1248 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1249 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1250 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1251 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1253 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1254 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1255 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1256 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1257 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1258 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1259 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1260 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1261 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1262 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1266 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
1267 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1268 alla lunghezza richiesta.}
1269 \label{fig:file_mmap_exceed}
1272 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1273 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1274 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1275 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1276 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1277 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1278 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1279 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1282 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1283 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1284 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1285 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1286 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1287 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1288 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1289 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1290 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1292 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1293 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1294 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1295 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1296 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1297 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1298 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1300 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1301 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1302 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1303 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1304 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1306 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1307 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1308 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1309 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1310 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1311 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1314 \headdecl{sys/mman.h}
1316 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1318 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1320 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1321 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1323 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
1324 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
1326 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1327 precedentemente mappata.
1332 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1333 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1334 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1335 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1336 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1337 del file aggiornato.
1342 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1344 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1347 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1348 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1349 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1353 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1354 \label{tab:file_mmap_rsync}
1357 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1358 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1359 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1360 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1361 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1362 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1363 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1364 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1365 aggiornate ai nuovi valori.
1367 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1368 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1371 \headdecl{sys/mman.h}
1373 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1375 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1377 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1378 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1380 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1381 precedentemente mappata.
1386 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
1387 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
1388 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1389 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
1390 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1391 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
1392 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
1393 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
1394 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
1396 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
1397 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
1398 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
1399 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
1400 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
1402 % \headdecl{unistd.h}
1403 \headdecl{sys/mman.h}
1405 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
1407 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
1410 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1411 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1413 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
1414 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
1415 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
1416 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
1417 ha solo accesso in lettura.
1418 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
1419 % necessarie all'interno del kernel.
1420 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
1423 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
1428 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
1429 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
1430 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
1431 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
1432 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
1433 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
1436 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
1437 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
1438 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
1439 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
1442 \headdecl{sys/mman.h}
1444 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
1445 new\_size, unsigned long flags)}
1447 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
1449 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
1450 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
1451 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1454 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
1456 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
1457 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
1458 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
1459 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
1460 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
1461 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
1462 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
1468 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
1469 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
1470 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
1471 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
1472 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
1473 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
1474 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
1475 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
1476 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
1477 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
1478 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
1479 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
1481 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
1482 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
1483 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
1484 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
1485 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
1486 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
1487 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
1489 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
1490 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
1491 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
1492 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
1493 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
1494 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
1496 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo la funzione \func{mmap} per
1497 ciascuna delle diverse aree,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
1498 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
1499 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
1500 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
1501 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
1502 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
1503 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
1504 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
1505 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
1507 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
1508 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
1509 non-linare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
1510 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
1511 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
1512 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
1513 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
1514 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
1515 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
1516 \textit{memory mapping}.
1518 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
1519 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
1520 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
1521 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
1522 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
1523 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
1524 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
1525 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
1527 \headdecl{sys/mman.h}
1529 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
1530 ssize\_t pgoff, int flags)}
1532 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
1534 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1535 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1537 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
1538 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
1539 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
1544 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
1545 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
1546 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
1547 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
1548 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
1549 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
1552 La funzione richiede che si identifichi la pagine di file che si vuole
1553 rimappare con \param{pgoff} e \param{size}, che ne indicano l'inizio (in unità
1554 della dimensione delle pagine di memoria) \param{start}
1556 Insiema al meccanismo per la mappatura non-lineare con sono stati introdotti
1557 anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
1558 \const{MAP\_NONBLOCK}.
1561 \itindend{memory~mapping}
1565 %\subsection{I \textit{raw} device}
1566 %\label{sec:file_raw_device}
1571 \section{Il file locking}
1572 \label{sec:file_locking}
1574 \index{file!locking|(}
1575 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1576 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1577 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1578 in \textit{append mode}, quando più processi scrivono contemporaneamente sullo
1579 stesso file non è possibile determinare la sequenza in cui essi opereranno.
1581 Questo causa la possibilità di una \textit{race condition}
1582 \itindex{race~condition}; in generale le situazioni più comuni sono due:
1583 l'interazione fra un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi
1584 ultimi possono leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o
1585 incompleta; o quella in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera
1586 imprevedibile il loro output sul file.
1588 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1589 evitare le \textit{race condition}\itindex{race~condition}, attraverso una
1590 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
1591 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
1592 delle operazioni di scrittura.
1596 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1597 \label{sec:file_record_locking}
1599 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1600 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1601 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1602 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1603 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discretionary file
1604 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1605 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1606 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1607 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1608 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1609 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1610 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1611 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1612 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
1613 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
1614 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
1615 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
1616 utilizzando le relative funzioni.
1618 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1619 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1620 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1621 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1622 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1623 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1624 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1625 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
1626 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
1627 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
1628 proteggere il loro accesso in lettura.
1630 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1631 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1632 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1633 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1634 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1635 proteggere il suo accesso in scrittura.
1640 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1642 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1644 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1647 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1648 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1651 \caption{Tipologie di file locking.}
1652 \label{tab:file_file_lock}
1655 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1656 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1657 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1658 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1659 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1660 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1662 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1663 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1664 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1665 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1666 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1667 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1668 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1669 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
1670 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
1671 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
1672 menzionate, nel successo della richiesta.
1674 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
1675 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
1676 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
1677 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
1678 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
1682 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1683 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1684 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1687 \subsection{La funzione \func{flock}}
1688 \label{sec:file_flock}
1690 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1691 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1692 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1693 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1695 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1697 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1698 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1700 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1701 specificato \const{LOCK\_NB}.
1706 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
1707 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
1708 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
1709 essere passato utilizzando le costanti riportate in
1710 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
1715 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1717 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1720 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
1721 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
1722 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
1723 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
1724 richiesta di un \textit{file lock}.\\
1727 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
1728 \label{tab:file_flock_operation}
1731 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
1732 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
1733 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
1734 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
1735 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
1736 usare \const{LOCK\_UN}.
1738 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
1739 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
1740 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
1741 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
1742 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
1744 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
1745 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
1746 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
1747 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
1748 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
1749 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
1750 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
1751 mantenuti un una \textit{linked~list} di strutture \struct{file\_lock}. La
1752 lista è referenziata dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo
1753 \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le definizioni esatte si
1754 faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del
1755 campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
1756 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).} \itindex{linked~list} dato
1757 che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
1758 diversi che aprono lo stesso file.
1762 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
1763 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1764 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
1765 \label{fig:file_flock_struct}
1768 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
1769 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
1770 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
1771 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
1772 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
1773 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
1774 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
1775 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
1776 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
1777 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
1778 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
1780 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
1781 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
1782 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
1783 nel lock. Allora se ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
1784 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
1785 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
1786 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
1787 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
1789 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
1790 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
1791 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
1792 non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
1793 attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
1794 si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
1795 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
1796 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
1797 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
1798 \func{fork}, anche su processi diversi.
1800 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
1801 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
1802 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
1803 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
1804 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
1805 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
1806 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
1807 sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
1808 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
1810 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
1811 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
1812 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
1813 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
1814 server supportino questa funzionalità.
1817 \subsection{Il file locking POSIX}
1818 \label{sec:file_posix_lock}
1820 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
1821 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
1822 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
1823 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
1824 essa viene usata solo secondo il prototipo:
1825 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
1827 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1829 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1830 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1832 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
1833 \textit{file lock} da parte di altri processi.
1834 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
1835 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
1836 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
1837 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
1838 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
1839 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
1840 \textit{deadlock}\itindex{deadlock}. Non è garantito che il sistema
1841 riconosca sempre questa situazione.
1842 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
1843 di poter acquisire un lock.
1845 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
1849 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
1850 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
1851 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
1852 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
1853 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
1854 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
1855 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
1856 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
1857 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
1860 \begin{figure}[!bht]
1861 \footnotesize \centering
1862 \begin{minipage}[c]{15cm}
1863 \includestruct{listati/flock.h}
1866 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
1868 \label{fig:struct_flock}
1872 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
1873 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
1874 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
1875 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
1876 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
1877 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
1878 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
1879 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
1881 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
1882 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
1883 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
1884 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
1885 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
1886 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
1887 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
1892 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1894 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1897 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
1898 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
1899 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
1902 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
1903 \label{tab:file_flock_type}
1906 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
1907 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
1908 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
1909 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
1910 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
1911 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
1912 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
1914 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
1915 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
1916 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
1917 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
1918 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1919 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
1920 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
1921 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
1922 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
1923 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
1924 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
1925 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
1926 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
1927 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
1928 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
1930 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
1931 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
1932 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
1933 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
1934 con un errore di \errcode{EINTR}.
1937 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
1938 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
1939 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
1940 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
1941 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
1942 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
1943 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
1944 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
1945 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
1946 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
1948 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
1949 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
1950 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
1951 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
1952 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
1953 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
1954 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
1955 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
1956 stato effettivamente acquisito.
1959 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
1960 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.}
1961 \label{fig:file_flock_dead}
1964 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
1965 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
1966 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
1967 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
1968 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
1969 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
1970 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
1971 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
1972 porta ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}, dato che a quel punto anche
1973 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
1974 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
1975 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
1976 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
1978 \begin{figure}[!bht]
1979 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
1980 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1981 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
1982 \label{fig:file_posix_lock}
1986 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
1987 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
1988 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
1989 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
1990 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
1991 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
1992 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
1993 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
1994 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
1995 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
1996 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
1997 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
1998 usato.} il lock è sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in
1999 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2000 voce nella file table, ma con il valore del \acr{pid} del processo.
2002 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2003 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
2004 \itindex{linked~list}\textit{linked list} delle strutture
2005 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
2006 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
2007 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
2008 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di lock, in caso
2009 negativo il nuovo lock viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
2011 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2012 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2013 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2014 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2015 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2016 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2017 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2018 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2019 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2021 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2022 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2023 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2024 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2025 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2026 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2027 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2028 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2029 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2031 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2032 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un'altro
2033 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2034 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2035 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2036 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2037 avranno sempre successo.
2039 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2040 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2041 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2042 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2043 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2044 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2045 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2046 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2047 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2048 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2049 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2050 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2051 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2052 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2053 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2054 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2055 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2056 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2058 \begin{figure}[!htb]
2059 \footnotesize \centering
2060 \begin{minipage}[c]{15cm}
2061 \includecodesample{listati/Flock.c}
2064 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2065 \label{fig:file_flock_code}
2068 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2069 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2070 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2071 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2072 allegato nella directory dei sorgenti).
2074 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2075 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2076 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2077 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2078 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2079 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2080 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2081 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2082 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2083 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2084 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2085 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2087 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2088 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2089 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2090 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2091 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2092 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2093 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2094 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2097 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2098 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2099 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2100 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2101 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2102 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2103 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2104 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2105 esegue (\texttt{\small 41}).
2107 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2108 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2109 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2110 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2111 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2112 lock vengono rilasciati.
2114 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2115 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2116 all'interno di un terminale il seguente comando:
2119 \begin{minipage}[c]{12cm}
2121 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2124 \end{minipage}\vspace{1mm}
2126 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2127 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2128 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2129 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2130 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
2131 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
2134 \begin{minipage}[c]{12cm}
2136 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
2137 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2139 \end{minipage}\vspace{1mm}
2141 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
2142 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
2143 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
2144 file con il comando:
2147 \begin{minipage}[c]{12cm}
2149 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2150 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2152 \end{minipage}\vspace{1mm}
2154 se invece blocchiamo una regione con:
2157 \begin{minipage}[c]{12cm}
2159 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
2162 \end{minipage}\vspace{1mm}
2164 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
2165 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
2166 sovrappongono avremo che:
2169 \begin{minipage}[c]{12cm}
2171 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
2172 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2174 \end{minipage}\vspace{1mm}
2176 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
2180 \begin{minipage}[c]{12cm}
2182 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
2185 \end{minipage}\vspace{1mm}
2187 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
2188 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
2191 \begin{minipage}[c]{12cm}
2193 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
2194 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2196 \end{minipage}\vspace{1mm}
2198 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2200 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2201 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2202 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2206 \begin{minipage}[c]{12cm}
2208 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2210 \end{minipage}\vspace{1mm}
2212 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2213 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2217 \begin{minipage}[c]{12cm}
2219 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2221 \end{minipage}\vspace{1mm}
2223 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2224 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2225 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2226 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2229 \begin{minipage}[c]{12cm}
2231 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2234 \end{minipage}\vspace{3mm}
2237 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2238 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2239 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2240 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2243 \begin{minipage}[c]{12cm}
2245 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2248 \end{minipage}\vspace{1mm}
2250 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2251 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2252 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2253 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2257 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2258 \label{sec:file_lockf}
2260 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2261 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2262 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2263 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2264 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2265 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2267 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2269 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2270 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2272 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2273 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2274 file è mappato in memoria.
2275 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2276 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2278 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2282 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2283 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2284 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2289 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2291 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2294 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2295 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2296 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2297 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2298 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2299 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2300 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2301 con un OR aritmetico dei valori.\\
2304 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2305 \label{tab:file_lockf_type}
2308 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2309 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2310 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2311 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2312 affatto equivalente a \func{flock}).
2316 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2317 \label{sec:file_mand_locking}
2319 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2320 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2321 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2322 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2323 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2324 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2326 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2327 utilizzo particolare del bit \acr{sgid}. Se si ricorda quanto esposto in
2328 sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma utilizzato per cambiare il
2329 group-ID effettivo con cui viene eseguito un programma, ed è pertanto sempre
2330 associato alla presenza del permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando
2331 questo bit su un file senza permesso di esecuzione in un sistema che supporta
2332 il \textit{mandatory locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il
2333 file in questione. In questo modo una combinazione dei permessi
2334 originariamente non contemplata, in quanto senza significato, diventa
2335 l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2336 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2337 sez.~\ref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato (come
2338 misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale quando
2339 esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2341 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2342 neanche root può passare sopra ad un lock; pertanto un processo che blocchi un
2343 file cruciale può renderlo completamente inaccessibile, rendendo completamente
2344 inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si potrebbe risolvere
2345 rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa
2346 operazione con un sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory
2347 locking} si può bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura
2348 su un file su cui è attivo un lock. Per questo motivo l'abilitazione del
2349 mandatory locking è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem
2350 per filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
2351 \func{mount} riportata in tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
2352 \cmd{mand} per il comando).
2354 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2355 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2356 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2357 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2359 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2360 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2361 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2362 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2363 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2366 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2367 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2368 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2369 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2371 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2372 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2373 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2374 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2377 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2378 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2379 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2380 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2381 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2382 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2383 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2384 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2385 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2387 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2388 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2389 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2390 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2391 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2392 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2393 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2394 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2395 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2396 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2397 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2398 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2399 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2400 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2401 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2402 possibilità di modificare il file.
2403 \index{file!locking|)}
2408 %%% Local Variables:
2410 %%% TeX-master: "gapil"