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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. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \textit{append mode}, quando più processi scrivono
33 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
34 in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \textit{race condition}; in generale le
37 situazioni più comuni sono due: l'interazione fra un processo che scrive e
38 altri che leggono, in cui questi ultimi possono leggere informazioni scritte
39 solo in maniera parziale o incompleta; o quella in cui diversi processi
40 scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro output sul file.
42 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
43 evitare le \textit{race condition}, attraverso una serie di funzioni che
44 permettono di bloccare l'accesso al file da parte di altri processi, così da
45 evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità delle operazioni di
49 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
50 \label{sec:file_record_locking}
52 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
53 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
54 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
55 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
56 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
57 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
58 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
59 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
60 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
61 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
62 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
63 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
64 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
66 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
67 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
68 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
69 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
70 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
72 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
73 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
74 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
75 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
76 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
77 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
78 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
79 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
80 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
81 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
82 proteggere il loro accesso in lettura.
84 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
85 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
86 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
87 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
88 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
89 proteggere il suo accesso in scrittura.
91 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
92 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
93 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
94 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
95 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
96 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
97 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
100 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
101 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
102 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
103 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
104 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
105 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
106 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
108 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
109 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
110 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
111 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
112 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
118 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
120 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
122 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
125 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
126 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
129 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
130 \label{tab:file_file_lock}
133 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
134 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
135 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
136 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
137 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
138 un \textit{write lock}).
141 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
142 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
143 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
146 \subsection{La funzione \func{flock}}
147 \label{sec:file_flock}
149 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
150 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
151 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
156 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
157 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
160 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
161 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
163 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
164 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
165 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
166 per \param{operation}.
167 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
169 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
170 specificato \const{LOCK\_NB}.
172 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
176 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
177 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
178 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
179 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
180 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
185 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
187 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
190 \constd{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
191 \constd{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
192 \constd{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
193 \constd{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
194 richiesta di un \textit{file lock}.\\
197 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
198 \label{tab:file_flock_operation}
201 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
202 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
203 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
204 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
205 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
206 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
207 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
209 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
210 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
211 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
212 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
213 facendo fallire la riacquisizione.
215 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
216 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
217 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
218 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
219 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
222 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
223 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
224 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
225 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
226 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
227 per entrambe le interfacce.
229 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
230 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
231 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
232 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
233 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
234 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \textit{inode}, dato
235 che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
236 diversi che aprono lo stesso file.
238 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
239 \textit{file lock} sono mantenuti in una \textit{linked list} di strutture
240 \kstructd{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
241 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \kstruct{inode} (per le
242 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{include/linux/fs.h} nei
243 sorgenti del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si
244 tratta di un lock in semantica BSD (\constd{FL\_FLOCK}) o POSIX
245 (\constd{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease} (\constd{FL\_LEASE}, vedi
246 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
250 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
251 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
252 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
253 \label{fig:file_flock_struct}
256 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
257 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
258 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
259 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
260 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
261 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
262 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
263 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
264 lock} un puntatore alla voce nella \textit{file table} da cui si è richiesto
265 il blocco, che così ne identifica il titolare. Il puntatore è mantenuto nel
266 campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i
267 \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
269 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
270 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
271 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \textit{file table}
272 corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se ricordiamo quanto
273 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè
274 che i file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio
275 puntano sempre alla stessa voce nella \textit{file table}, si può capire
276 immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
277 \func{dup} e \func{fork}.
279 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
280 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \textit{file
281 table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
282 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
283 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
284 \textit{file table}, come accade tutte le volte che si apre più volte lo
285 stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo figlio. Inoltre una
286 volta tolto un \textit{file lock} su un file, la rimozione avrà effetto su
287 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella \textit{file
288 table}, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
289 \func{fork}, anche per processi diversi.
291 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
292 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
293 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
294 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
295 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
296 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \textit{file table};
297 e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento
298 alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o
299 processi figli che mantengono ancora aperto un file descriptor, il
300 \textit{file lock} non viene rilasciato.
303 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
304 \label{sec:file_posix_lock}
306 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
307 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
308 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
309 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
310 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
315 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
316 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
319 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
320 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
322 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
323 \textit{file lock} da parte di altri processi.
324 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
325 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
326 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
327 un \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema riconosca sempre
329 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
330 di poter acquisire un \textit{file lock}.
331 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
332 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
333 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
335 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
338 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
339 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
340 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
341 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
342 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
343 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
344 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
345 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
346 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
347 con un'altra regione bloccata.
350 \footnotesize \centering
351 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
352 \includestruct{listati/flock.h}
355 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
356 \textit{file locking}.}
357 \label{fig:struct_flock}
360 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
361 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
362 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
363 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
364 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
365 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
366 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
367 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
369 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
370 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
371 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
372 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
373 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
374 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
375 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
377 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
378 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
379 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
380 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
381 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
382 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
383 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
384 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
386 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
387 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
388 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
389 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
390 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
391 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
392 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
398 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
400 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
403 \constd{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
404 \constd{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
405 \constd{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
408 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
409 \label{tab:file_flock_type}
412 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
413 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
414 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
415 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
417 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
418 \item[\constd{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
419 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
420 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
421 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
422 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
423 \item[\constd{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
424 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
425 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
426 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
427 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
428 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
429 \item[\constd{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
430 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
431 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
432 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
433 con un errore di \errcode{EINTR}.
436 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
437 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
438 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
439 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
440 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
441 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
442 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
443 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
444 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
445 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
446 per indicare quale è la regione bloccata.
448 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
449 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
450 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
451 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
452 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
453 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
454 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
455 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
456 stato effettivamente acquisito.
459 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
460 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}.}
461 \label{fig:file_flock_dead}
464 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
465 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
466 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
467 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
468 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
469 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
470 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
471 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
472 porta ad un \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche il processo 2 si
473 bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo. Per questo motivo
474 il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo, ed impedirle
475 restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che cerca di
476 acquisire un blocco che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
478 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
479 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
480 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
481 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
482 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
483 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
484 evidenziati solo i campi di \kstructd{file\_lock} significativi per la
485 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
486 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
487 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
488 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
489 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
490 sempre associato all'\textit{inode}, solo che in questo caso la titolarità non
491 viene identificata con il riferimento ad una voce nella \textit{file table},
492 ma con il valore del \ids{PID} del processo.
495 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
496 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
497 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
498 \label{fig:file_posix_lock}
501 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
502 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \textit{linked
503 list} delle strutture \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente
504 quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due
505 interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione richiesta
506 non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in base al
507 tipo di blocco, in caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed
510 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
511 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
512 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
513 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
514 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
515 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
516 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
517 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
518 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
520 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
521 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
522 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
523 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
524 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
525 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
526 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
527 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
528 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
530 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
531 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
532 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
533 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
534 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
535 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
536 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
537 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
538 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
539 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
540 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
541 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
542 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
544 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
545 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
546 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
547 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
548 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
549 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
550 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
551 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
553 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
554 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
555 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
556 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
557 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
559 \begin{figure}[!htbp]
560 \footnotesize \centering
561 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
562 \includecodesample{listati/Flock.c}
565 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
566 \label{fig:file_flock_code}
569 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
570 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
571 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
572 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
573 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
575 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
576 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
577 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
578 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
579 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
580 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
581 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
582 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
583 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
584 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
585 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
586 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
589 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11-14}) che venga passato
590 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
591 15-18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
592 uscendo (\texttt{\small 20-23}) in caso di errore. A questo punto il
593 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
594 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
595 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
596 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
599 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25-34}) prima si
600 controlla (\texttt{\small 27-31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
601 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
602 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
603 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
604 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
605 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
606 immediate si prepara (\texttt{\small 36-40}) la struttura per il lock, e lo
607 si esegue (\texttt{\small 41}).
609 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
610 risultato uscendo (\texttt{\small 44-46}) in caso di errore, o stampando un
611 messaggio (\texttt{\small 47-49}) in caso di successo. Infine il programma si
612 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
613 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
614 tutti i blocchi vengono rilasciati.
616 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
617 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
618 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
621 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
625 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
626 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
627 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
628 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
629 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
630 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
633 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
634 Failed lock: Resource temporarily unavailable
637 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
638 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
639 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
640 del file con il comando:
643 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
644 Failed lock: Resource temporarily unavailable
647 se invece blocchiamo una regione con:
650 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
654 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
655 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
656 regioni si sovrappongono avremo che:
659 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
660 Failed lock: Resource temporarily unavailable
663 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
667 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
671 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
672 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
675 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
676 Failed lock: Resource temporarily unavailable
679 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
681 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
682 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
683 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
687 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
690 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
691 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
692 essere acquisito otterremo:
695 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
698 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
699 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
700 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
701 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
704 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
709 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
710 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
711 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
712 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
716 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
720 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
721 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
722 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
723 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
725 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
726 % \label{sec:file_lockf}
728 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
729 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
730 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
731 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
732 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
733 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
734 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
735 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
736 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
741 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
742 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
745 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
746 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
748 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
749 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
751 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
752 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
753 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
755 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
756 che hanno con \func{fcntl}.
760 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
761 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
762 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
763 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
764 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
765 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
766 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
767 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
768 ad un valore infinito positivo).
772 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
773 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
774 \label{fig:file_lockf_boundary}
777 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
778 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
779 consentiti sono i seguenti:
781 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
782 \item[\constd{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
783 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
784 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
785 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
786 \item[\constd{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
787 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
788 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
789 \item[\constd{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
790 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
791 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
792 \item[\constd{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
793 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
794 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
795 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
796 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
799 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
800 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
801 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
802 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
803 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
804 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
805 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
807 % TODO trattare i POSIX file-private lock introdotti con il 3.15,
808 % vedi http://lwn.net/Articles/586904/ correlato:
809 % http://www.samba.org/samba/news/articles/low_point/tale_two_stds_os2.html
811 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
812 \label{sec:file_mand_locking}
814 \itindbeg{mandatory~locking}
816 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
817 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
818 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
819 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
820 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
821 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
823 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
824 utilizzo particolare del bit \acr{sgid} dei permessi dei file. Se si ricorda
825 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
826 utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene eseguito un
827 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
828 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
829 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
830 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
831 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
832 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
833 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
834 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
835 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
836 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
839 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
840 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
841 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
842 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
843 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto
844 che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
845 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
846 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un blocco. Per
847 questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory locking} è di norma
848 disabilitata, e deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di
849 montaggio, specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
850 sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione \code{-o mand} per il
853 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
854 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
855 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
856 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
859 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
860 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
861 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
862 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
863 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
864 direttamente il \textit{file locking}.
866 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
867 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
868 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
869 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
872 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
873 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
874 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
875 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
876 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
878 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
879 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
880 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
881 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
882 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
883 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
884 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
885 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
886 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
888 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
889 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
890 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
891 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
892 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
893 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
894 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
895 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
896 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
897 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
898 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
899 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
900 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
901 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
902 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
903 possibilità di modificare il file.
905 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
906 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
907 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
908 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
909 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
910 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
911 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
912 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
915 \itindend{file~locking}
917 \itindend{mandatory~locking}
920 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
921 \label{sec:file_multiplexing}
924 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
925 su molti file usando le funzioni illustrate in
926 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
927 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
928 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
929 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
930 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
934 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
935 \label{sec:file_noblocking}
937 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
938 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call}, che in certi casi le
939 funzioni di I/O eseguite su un file descriptor possono bloccarsi
940 indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i quali le
941 funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può avvenire per
942 alcuni file di dispositivo, come ad esempio una seriale o un terminale, o con
943 l'uso di file descriptor collegati a meccanismi di intercomunicazione come le
944 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi
945 sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In casi come questi ad esempio una operazione
946 di lettura potrebbe bloccarsi se non ci sono dati disponibili sul descrittore
947 su cui la si sta effettuando.
949 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
950 ci si trova ad affrontare nella gestione delle operazioni di I/O: la necessità
951 di operare su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
952 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può
953 avvenire. Un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la
954 problematica in dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati
955 in ingresso prevenienti da vari client.
957 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
958 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
959 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
960 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
961 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
962 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi, quando la conclusione
963 dell'operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
964 ``\textsl{disponibile}'', si potrebbe addirittura arrivare ad un
969 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
970 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
971 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
972 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
973 di lettura o scrittura eseguite sul file che si sarebbero bloccate ritornano
974 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
975 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
976 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
977 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}, è
978 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
979 eseguire in continuazione delle \textit{system call} che nella gran parte dei
984 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
985 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
986 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
987 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
988 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
989 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
990 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
993 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
994 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
995 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
996 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
997 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
998 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
1001 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
1002 \label{sec:file_select}
1004 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1005 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1006 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1007 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1008 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1009 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, è ed presente con
1010 le \acr{glibc} a partire dalla versione 2.0, in precedenza, con le
1011 \acr{libc4} e le \acr{libc5}, occorreva includere \texttt{sys/time.h},
1012 \texttt{sys/types.h} e \texttt{unistd.h}.}
1015 \fhead{sys/select.h}
1016 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1018 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1019 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1022 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1023 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1025 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1026 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1027 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1028 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1029 o un valore non valido per \param{timeout}.
1031 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1034 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1035 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1036 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1037 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1040 \itindbeg{file~descriptor~set}
1042 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1043 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1044 \typed{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1045 maniera analoga a come un \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset})
1046 identifica un insieme di segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file
1047 descriptor set} si possono usare delle opportune macro di preprocessore:
1052 \fhead{sys/select.h}
1053 \fdecl{void \macrod{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1054 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1055 \fdecl{void \macrod{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1056 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1057 \fdecl{void \macrod{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1058 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1059 \fdecl{int \macrod{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1060 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1065 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1066 \macrod{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1067 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1068 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, nelle
1069 versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso indica le
1070 dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor set}, ed il
1071 suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1072 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1074 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1075 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1076 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili. Allo stesso modo
1077 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1078 eccede \macro{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1080 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1081 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1082 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1083 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1084 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
1085 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1086 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni come i
1087 dati urgenti su un socket, (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1089 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1090 \macro{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente, la funzione richiede di
1091 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1092 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1093 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1094 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1095 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno. Si ricordi infatti che
1096 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1097 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo,
1098 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore comune.
1100 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con il puntatore ad una struttura
1101 di tipo \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un
1102 tempo massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a
1103 \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un
1104 tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a
1105 zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file
1106 descriptor, e così può essere utilizzata eseguire il \textit{polling} su un
1107 gruppo di file descriptor. Usare questo argomento con tutti i \textit{file
1108 descriptor set} vuoti è un modo portabile, disponibile anche su sistemi in
1109 cui non sono disponibili le funzioni avanzate di sez.~\ref{sec:sig_timer_adv},
1110 per tenere un processo in stato di \textit{sleep} con precisioni inferiori al
1113 In caso di successo la funzione restituisce il numero di file descriptor
1114 pronti, seguendo il comportamento previsto dallo standard
1115 POSIX.1-2001,\footnote{si tenga però presente che esistono alcune versioni di
1116 Unix che non si comportano in questo modo, restituendo un valore positivo
1117 generico.} e ciascun insieme viene sovrascritto per indicare quali sono i
1118 file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo da poterli
1119 controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece scade il tempo indicato
1120 da \param{timout} viene restituito un valore nullo e i \textit{file descriptor
1121 set} non vengono modificati. In caso di errore la funzione restituisce $-1$, i
1122 valori dei tre insiemi e di \param{timeout} sono indefiniti e non si può fare
1123 nessun affidamento sul loro contenuto; nelle versioni più recenti della
1124 funzione invece i \textit{file descriptor set} non vengono modificati anche in
1127 Si tenga presente infine che su Linux, in caso di programmazione
1128 \textit{multi-thread} se un file descriptor viene chiuso in un altro
1129 \textit{thread} rispetto a quello in cui si sta usando \func{select}, questa
1130 non subisce nessun effetto. In altre varianti di sistemi unix-like invece
1131 \func{select} ritorna indicando che il file descriptor è pronto, con
1132 conseguente possibile errore nel caso lo si usi senza che sia stato
1133 riaperto. Lo standard non prevede niente al riguardo e non si deve dare per
1134 assunto nessuno dei due comportamenti se si vogliono scrivere programmi
1137 \itindend{file~descriptor~set}
1139 Una volta ritornata la funzione, si potrà controllare quali sono i file
1140 descriptor pronti, ed operare su di essi. Si tenga presente però che
1141 \func{select} fornisce solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni in
1142 cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file descriptor è
1143 pronto, ma l'esecuzione di una operazione di I/O si bloccherebbe: ad esempio
1144 con Linux questo avviene quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono
1145 scartati perché corrotti (ma sono possibili pure altri casi); in tal caso pur
1146 risultando il relativo file descriptor pronto in lettura una successiva
1147 esecuzione di una \func{read} si bloccherebbe. Per questo motivo quando si usa
1148 l'\textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso delle funzioni di
1149 lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1151 Su Linux quando la \textit{system call} \func{select} viene interrotta da un
1152 segnale modifica il valore nella struttura puntata da \param{timeout},
1153 impostandolo al tempo restante. In tal caso infatti si ha un errore di
1154 \errcode{EINTR} ed occorre rilanciare la funzione per proseguire l'attesa, ed
1155 in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
1156 rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia quando si usa codice
1157 scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi
1158 scritti per altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e
1159 ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere questa caratteristica è
1160 disponibile nei sistemi che derivano da System V e non è disponibile per
1161 quelli che derivano da BSD; lo standard POSIX.1-2001 non permette questo
1162 comportamento e per questo motivo le \acr{glibc} nascondono il comportamento
1163 passando alla \textit{system call} una copia dell'argomento \param{timeout}.
1165 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1166 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1167 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1168 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1169 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1170 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1171 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1173 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1174 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1175 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1176 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1177 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1178 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1180 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1181 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1182 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1183 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1184 vengano dichiarate nell'header \headfiled{sys/select.h}, che sostituisce i
1185 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1186 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1187 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1188 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1189 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1190 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1191 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1192 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1193 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1196 \fhead{sys/select.h}
1197 \fdecl{int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds,
1198 fd\_set *exceptfds, \\
1199 \phantom{int pselect(}struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1200 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1203 {La funzione ritorna il numero (anche nullo) di file descriptor che sono
1204 attivi in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
1205 assumerà uno dei valori:
1207 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1209 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1210 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1211 o un valore non valido per \param{timeout}.
1213 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
1217 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1218 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1219 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1220 caso di interruzione. In realtà anche in questo caso la \textit{system call}
1221 di Linux aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1222 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1223 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che
1224 richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.
1226 Rispetto a \func{select} la nuova funzione prende un argomento
1227 aggiuntivo \param{sigmask}, un puntatore ad una maschera di segnali (si veda
1228 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). Nell'esecuzione la maschera dei segnali corrente
1229 viene sostituita da quella così indicata immediatamente prima di eseguire
1230 l'attesa, e viene poi ripristinata al ritorno della funzione. L'uso
1231 di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1232 \textit{race condition} quando oltre alla presenza di dati sui file descriptor
1233 come nella \func{select} ordinaria, ci si deve porre in attesa anche
1234 dell'arrivo di un segnale.
1236 Come abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_example} la tecnica classica per
1237 rilevare l'arrivo di un segnale è quella di utilizzare il gestore per
1238 impostare una variabile globale e controllare questa nel corpo principale del
1239 programma; abbiamo visto in quell'occasione come questo lasci spazio a
1240 possibili \textit{race condition}, per cui diventa essenziale utilizzare
1241 \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire
1242 il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde
1243 evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe
1246 Nel nostro caso il problema si pone quando, oltre al segnale, si devono tenere
1247 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1248 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1249 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1250 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1251 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1252 qui però emerge una \textit{race condition}, perché se il segnale arriva prima
1253 della chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione
1254 del segnale non sarà rilevata.
1256 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1257 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1258 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1259 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1260 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1261 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \textit{race condition}
1262 permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una soluzione alternativa,
1263 chiamata \itindex{self-pipe~trick} \textit{self-pipe trick}, che consiste
1264 nell'aprire una \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare
1265 \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare l'arrivo di
1266 un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del gestore dello
1267 stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima della chiamata di
1268 \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla presenza di dati sulla
1269 \textit{pipe}.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così che il
1270 precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1271 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1272 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1273 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1274 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1277 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1278 \label{sec:file_poll}
1280 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1281 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta una
1282 interfaccia completamente diversa, basata sulla funzione di sistema
1283 \funcd{poll},\footnote{la funzione è prevista dallo standard XPG4, ed è stata
1284 introdotta in Linux come \textit{system call} a partire dal kernel 2.1.23 ed
1285 inserita nelle \acr{libc} 5.4.28, originariamente l'argomento \param{nfds}
1286 era di tipo \ctyp{unsigned int}, la funzione è stata inserita nello standard
1287 POSIX.1-2001 in cui è stato introdotto il tipo nativo \typed{nfds\_t}.} il
1292 \fdecl{int poll(struct pollfd *ufds, nfds\_t nfds, int timeout)}
1293 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1297 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1298 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1300 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1302 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1303 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1304 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1306 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.}
1309 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1310 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1311 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1312 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1313 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1314 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1315 immediato, e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1316 \textsl{non-bloccante}.
1318 \begin{figure}[!htb]
1319 \footnotesize \centering
1320 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1321 \includestruct{listati/pollfd.h}
1324 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1325 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1326 \label{fig:file_pollfd}
1329 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1330 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1331 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1332 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1333 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1334 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1335 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1338 Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà
1339 ignorata da \func{poll} ed il campo \var{revents} verrà azzerato, questo
1340 consente di eliminare temporaneamente un file descriptor dalla lista senza
1341 dover modificare il vettore \param{ufds}. Dato che i dati in ingresso sono del
1342 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1343 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1344 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1346 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1347 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportate in
1348 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1349 suddivise in tre gruppi principali, nel primo gruppo si sono indicati i bit
1350 utilizzati per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per
1351 l'attività in uscita, infine il terzo gruppo contiene dei valori che vengono
1352 utilizzati solo nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di
1358 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1360 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1363 \constd{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1364 \constd{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1365 \constd{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1366 \constd{POLLPRI} & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
1368 \constd{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1369 \constd{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1370 \constd{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1372 \constd{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1373 \constd{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1374 \constd{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1375 socket.\footnotemark\\
1376 \constd{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1378 \constd{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1381 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1382 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1383 \label{tab:file_pollfd_flags}
1386 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1387 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1388 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1389 socket, situazione che si viene chiamata appunto \textit{half-close}
1390 (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori dettagli in
1391 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1393 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1394 compatibilità con l'implementazione di System V che usa i cosiddetti
1395 ``\textit{stream}''. Si tratta di una interfaccia specifica di SysV non
1396 presente in Linux, che non ha nulla a che fare con gli \textit{stream} delle
1397 librerie standard del C visti in sez.~\ref{sec:file_stream}. Da essa derivano
1398 i nomi di alcune costanti poiché per quegli \textit{stream} sono definite tre
1399 classi di dati: \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In
1400 Linux la distinzione ha senso solo per i dati urgenti dei socket (vedi
1401 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
1402 alle varie condizioni dei socket torneremo in sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll},
1403 dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1405 Le costanti relative ai diversi tipi di dati normali e prioritari che fanno
1406 riferimento alle implementazioni in stile System V sono \const{POLLRDNORM},
1407 \const{POLLWRNORM}, \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND}. Le prime due sono
1408 equivalenti rispettivamente a \const{POLLIN} e \const{POLLOUT},
1409 \const{POLLRDBAND} non viene praticamente mai usata su Linux mentre
1410 \const{POLLWRBAND} ha senso solo sui socket. In ogni caso queste costanti sono
1411 utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1412 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.
1414 In caso di successo \func{poll} ritorna restituendo il numero di file (un
1415 valore positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa
1416 richieste o per i quali si è verificato un errore, avvalorando i relativi bit
1417 di \var{revents}. In caso di errori sui file vengono utilizzati i valori della
1418 terza sezione di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} che hanno significato solo
1419 per \var{revents} (se specificati in \var{events} vengono ignorati). Un valore
1420 di ritorno nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore
1421 negativo indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al
1422 solito tramite \var{errno}.
1424 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1425 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1426 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1427 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \textit{file descriptor set}
1428 e la dimensione dei dati passati al kernel dipende solo dal numero dei file
1429 descriptor che si vogliono controllare, non dal loro valore. Infatti, anche se
1430 usando dei bit un \textit{file descriptor set} può essere più efficiente di un
1431 vettore di strutture \struct{pollfd}, qualora si debba osservare un solo file
1432 descriptor con un valore molto alto ci si troverà ad utilizzare inutilmente un
1433 maggiore quantitativo di memoria.
1435 Inoltre con \func{select} lo stesso \textit{file descriptor set} è usato sia
1436 in ingresso che in uscita, e questo significa che tutte le volte che si vuole
1437 ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo da capo. Questa operazione, che
1438 può essere molto onerosa se i file descriptor da tenere sotto osservazione
1439 sono molti, non è invece necessaria con \func{poll}.
1441 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1442 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1443 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1444 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1445 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1447 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1448 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1449 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1450 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1455 \fdecl{int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds,
1456 const struct timespec *timeout, \\
1457 \phantom{int ppoll(}const sigset\_t *sigmask)}
1459 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file descriptor.}
1462 {La funzione ritorna il numero di file descriptor con attività in caso di
1463 successo, $0$ se c'è stato un timeout e $-1$ per un errore, nel qual caso
1464 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1466 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1468 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1469 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1470 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1472 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.
1476 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1477 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1478 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1479 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1480 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1481 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1482 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1484 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1485 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1486 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1487 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la
1488 \textit{system call} che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione
1489 viene interrotta da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come
1490 per \func{pselect} la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera
1491 questo comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout} anche se
1492 in questo caso non esiste nessuno standard che richieda questo comportamento.
1494 Infine anche per \func{poll} e \func{ppoll} valgono le considerazioni relative
1495 alla possibilità di avere delle notificazione spurie della disponibilità di
1496 accesso ai file descriptor illustrate per \func{select} in
1497 sez.~\ref{sec:file_select}, che non staremo a ripetere qui.
1499 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1500 \label{sec:file_epoll}
1504 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1505 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1506 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1507 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1508 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \textit{file descriptor set}.}
1509 in particolare nel caso in cui solo pochi di questi diventano attivi. Il
1510 problema in questo caso è che il tempo impiegato da \func{poll} a trasferire i
1511 dati da e verso il kernel è proporzionale al numero di file descriptor
1512 osservati, non a quelli che presentano attività.
1514 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1515 eventi al secondo (il caso classico è quello di un server web di un sito con
1516 molti accessi) l'uso di \func{poll} comporta la necessità di trasferire avanti
1517 ed indietro da \textit{user space} a \textit{kernel space} una lunga lista di
1518 strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1519 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1520 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1521 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1522 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1523 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1524 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1526 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1527 specialistiche (come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue} in BSD)
1528 il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
1529 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
1530 così le problematiche appena illustrate. In genere queste prevedono che si
1531 registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto osservazione, e
1532 forniscono un meccanismo che notifica quali di questi presentano attività.
1534 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1535 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1536 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1537 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1538 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1539 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1540 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1541 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1542 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1543 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1544 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1545 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1548 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1549 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1550 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1551 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1552 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1553 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1554 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1555 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1556 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1558 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1559 servizio è chiamata \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da
1560 Davide Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44,
1561 ma la sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66, il supporto
1562 è stato aggiunto nelle \acr{glibc} a partire dalla versione 2.3.2.} anche se
1563 sono state in discussione altre interfacce con le quali effettuare lo stesso
1564 tipo di operazioni; \textit{epoll} è in grado di operare sia in modalità
1565 \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1567 La prima versione di \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file
1568 di dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1569 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia ma poi si è passati all'uso di
1570 apposite \textit{system call}. Il primo passo per usare l'interfaccia di
1571 \textit{epoll} è pertanto quello ottenere detto file descriptor chiamando una
1572 delle due funzioni di sistema \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},
1573 i cui prototipi sono:
1577 \fdecl{int epoll\_create(int size)}
1578 \fdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1580 \fdesc{Apre un file descriptor per \textit{epoll}.}
1582 {Le funzioni ritornano un file descriptor per \textit{epoll} in caso di
1583 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1586 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1587 positivo o non valido per \param{flags}.
1588 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1589 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1590 \sysctlfiled{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1591 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1593 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1599 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor, detto anche
1600 \textit{epoll descriptor}; si tratta di un file descriptor speciale (per cui
1601 \func{read} e \func{write} non sono supportate) che viene associato alla
1602 infrastruttura utilizzata dal kernel per gestire la notifica degli eventi, e
1603 che può a sua volta essere messo sotto osservazione con una chiamata a
1604 \func{select}, \func{poll} o \func{epoll\_ctl}; in tal caso risulterà pronto
1605 quando saranno disponibili eventi da notificare riguardo i file descriptor da
1606 lui osservati.\footnote{è anche possibile inviarlo ad un altro processo
1607 attraverso un socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}) ma
1608 l'operazione non ha alcun senso dato che il nuovo processo non avrà a
1609 disposizione le copie dei file descriptor messe sotto osservazione tramite
1610 esso.} Una volta che se ne sia terminato l'uso si potranno rilasciare tutte
1611 le risorse allocate chiudendolo semplicemente con \func{close}.
1613 Nel caso di \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare
1614 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1615 controllo, e costituiva solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di
1616 risorse sufficienti, non un valore massimo, ma a partire dal kernel 2.6.8 esso
1617 viene totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.
1619 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata introdotta
1620 come estensione della precedente (è disponibile solo a partire dal kernel
1621 2.6.27) per poter passare dei flag di controllo come maschera binaria in fase
1622 di creazione del file descriptor. Al momento l'unico valore legale
1623 per \param{flags} (a parte lo zero) è \constd{EPOLL\_CLOEXEC}, che consente di
1624 impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1625 \textit{close-on-exec} (si è trattato il significato di \const{O\_CLOEXEC} in
1626 sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia necessaria una successiva
1627 chiamata a \func{fcntl}.
1629 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1630 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1631 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione di sistema
1632 dell'interfaccia, \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1636 \fdecl{int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1638 \fdesc{Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.}
1641 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1642 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1644 \item[\errcode{EBADF}] i file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1646 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1647 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1648 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1649 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1650 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1651 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1652 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1653 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1654 l'operazione richiesta.
1655 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1656 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1657 \sysctlfiled{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1658 \item[\errcode{EPERM}] il file associato a \param{fd} non supporta l'uso di
1664 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1665 \textit{epoll}, \param{epfd}, che indica quale istanza di \textit{epoll} usare
1666 e deve pertanto essere stato ottenuto in precedenza con una chiamata a
1667 \func{epoll\_create} o \func{epoll\_create1}. L'argomento \param{fd} indica
1668 invece il file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo
1669 può essere un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche
1670 un altro file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1672 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1673 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1674 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1675 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1676 delle operazioni cui fanno riferimento.
1681 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1683 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1686 \constd{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1687 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1688 controllati tramite \param{epfd}, in
1689 \param{event} devono essere specificate le
1690 modalità di osservazione.\\
1691 \constd{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1692 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1694 \constd{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1695 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1698 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1699 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1700 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1703 % era stata aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE in previsione del kernel 3.7, vedi
1704 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1705 % ma non è mai stata inserita.
1707 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1708 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo utilizzando una serie
1709 di chiamate a \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è
1710 che queste chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor,
1711 incorrendo in una perdita di prestazioni qualora il numero di file
1712 descriptor sia molto grande; per questo è stato proposto di introdurre come
1713 estensione una funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con
1714 una sola chiamata le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso
1715 di \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1716 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1717 osservazione. Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file
1718 descriptor lo si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1719 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1721 Anche se è possibile tenere sotto controllo lo stesso file descriptor in due
1722 istanze distinte di \textit{epoll} in genere questo è sconsigliato in quanto
1723 entrambe riceveranno le notifiche, e gestire correttamente le notifiche
1724 multiple richiede molta attenzione. Se invece si cerca di inserire due volte
1725 lo stesso file descriptor nella stessa istanza di \textit{epoll} la funzione
1726 fallirà con un errore di \errval{EEXIST}. Tuttavia è possibile inserire nella
1727 stessa istanza file descriptor duplicati (si ricordi quanto visto in
1728 sez.~\ref{sec:file_dup}), una tecnica che può essere usata per registrarli con
1729 un valore diverso per \param{events} e classificare così diversi tipi di
1732 Si tenga presente che quando si chiude un file descriptor questo, se era stato
1733 posto sotto osservazione da una istanza di \textit{epoll}, viene rimosso
1734 automaticamente solo nel caso esso sia l'unico riferimento al file aperto
1735 sottostante (più precisamente alla struttura \kstruct{file}, si ricordi
1736 fig.~\ref{fig:file_dup}) e non è necessario usare
1737 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}. Questo non avviene qualora esso sia stato duplicato
1738 (perché la suddetta struttura non viene disallocata) e si potranno ricevere
1739 eventi ad esso relativi anche dopo che lo si è chiuso; per evitare
1740 l'inconveniente è necessario rimuoverlo esplicitamente con
1741 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1743 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1744 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1745 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1746 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1747 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1748 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1749 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1750 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1751 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1754 \begin{figure}[!htb]
1755 \footnotesize \centering
1756 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1757 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1760 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1761 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1763 \label{fig:epoll_event}
1766 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1767 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1768 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1769 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1770 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1772 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1773 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1774 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1775 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Nella prima parte della tabella si sono indicate
1776 le costanti che permettono di indicare il tipo di evento, che sono le
1777 equivalenti delle analoghe di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} per
1778 \func{poll}. Queste sono anche quelle riportate nella struttura
1779 \struct{epoll\_event} restituita da \func{epoll\_wait} per indicare il tipo di
1780 evento presentatosi, insieme a quelle della seconda parte della tabella, che
1781 vengono comunque riportate anche se non le si sono impostate con
1782 \func{epoll\_ctl}. La terza parte della tabella contiene le costanti che
1783 modificano le modalità di notifica.
1788 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1790 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1793 \constd{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1794 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1795 \constd{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1796 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1797 \constd{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1798 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1799 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1801 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1802 \constd{EPOLLPRI} & Ci sono dati urgenti disponibili in lettura (analogo
1803 di \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1804 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1807 \constd{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1808 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1809 viene comunque riportata in uscita, e non è
1810 necessaria impostarla in ingresso.\\
1811 \constd{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1812 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1813 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1815 \constd{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1816 triggered} per il file descriptor associato.\\
1817 \constd{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1818 descriptor associato (questa modalità è disponibile
1819 solo a partire dal kernel 2.6.2).\\
1820 \constd{EPOLLWAKEUP} & Attiva la prevenzione della sospensione del sistema
1821 se il file descriptor che si è marcato con esso
1822 diventa pronto (aggiunto a partire dal kernel 3.5),
1823 può essere impostato solo dall'amministratore (o da
1824 un processo con la capacità
1825 \const{CAP\_BLOCK\_SUSPEND}).\\
1828 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1829 \struct{epoll\_event}.}
1830 \label{tab:epoll_events}
1833 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1834 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo di
1835 un socket quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1837 Il secondo campo, \var{data}, è una \dirct{union} che serve a identificare il
1838 file descriptor a cui si intende fare riferimento, ed in astratto può
1839 contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse forme) che ne permetta
1840 una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo però è quello in cui si
1841 specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl} nella forma
1842 \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo stesso valore
1843 dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata identificazione del
1846 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1848 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1849 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1850 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1851 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}.
1853 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1854 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1855 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1856 di dati in blocchi separati (questo è tipico con i socket di rete, in quanto i
1857 dati arrivano a pacchetti) può causare una generazione di eventi (ad esempio
1858 segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la condizione è già
1859 stata rilevata (si avrebbe cioè una rottura della logica \textit{edge
1862 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1863 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1864 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1865 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1866 automaticamente disattivato (la cosa avviene contestualmente al ritorno di
1867 \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione) e per essere riutilizzato
1868 dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva chiamata con
1869 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1871 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1872 i relativi eventi, la funzione di sistema che consente di attendere
1873 l'occorrenza di uno di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1877 \fdecl{int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1880 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.}
1883 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1884 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1886 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1887 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1888 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1889 della scadenza di \param{timeout}.
1890 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1891 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1896 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1897 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1898 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1899 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1900 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1901 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1902 con l'argomento \param{maxevents}.
1904 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1905 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1906 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1907 indica di non attendere e ritornare immediatamente (anche in questo caso il
1908 valore di ritorno sarà nullo) o il valore $-1$, che indica un'attesa
1909 indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre un intero
1912 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1913 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1914 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1915 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1916 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1917 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1918 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1919 identificare il file descriptor, ed è per questo che, come accennato, è
1920 consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.
1922 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1923 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1924 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1925 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1926 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1927 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1928 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1929 luce delle modifiche.
1931 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1932 il ritorno di \func{epoll\_wait} avviene solo quando il file descriptor ha
1933 cambiato stato diventando pronto. Esso non sarà riportato nuovamente fino ad
1934 un altro cambiamento di stato, per cui occorre assicurarsi di aver
1935 completamente esaurito le operazioni su di esso. Questa condizione viene
1936 generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di \errcode{EAGAIN} al
1937 ritorno di una \func{read} o una \func{write}, (è opportuno ricordare ancora
1938 una volta che l'uso dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui
1939 file in modalità non bloccante) ma questa non è la sola modalità possibile, ad
1940 esempio la condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono
1941 stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
1943 Si tenga presente che in modalità \textit{edge triggered}, dovendo esaurire le
1944 attività di I/O dei file descriptor risultati pronti per poter essere
1945 rinotificati, la gestione elementare per cui li si trattano uno per uno in
1946 sequenza può portare ad un effetto denominato \textit{starvation}
1947 (``\textsl{carestia}''). Si rischia cioè di concentrare le operazioni sul
1948 primo file descriptor che dispone di molti dati, prolungandole per tempi molto
1949 lunghi con un ritardo che può risultare eccessivo nei confronti di quelle da
1950 eseguire sugli altri che verrebbero dopo. Per evitare questo tipo di
1951 problematiche viene consigliato di usare \func{epoll\_wait} per registrare un
1952 elenco dei file descriptor da gestire, e di trattarli a turno in maniera più
1955 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1956 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1957 contemporaneamente. Valgono le osservazioni fatte in
1958 sez.~\ref{sec:file_select}, e per poterlo fare di nuovo è necessaria una
1959 variante della funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una
1960 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1961 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}. In questo caso la
1962 funzione di sistema si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funzione è
1963 stata introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è, come tutta l'interfaccia
1964 di \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1968 \fdecl{int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1970 \phantom{int epoll\_pwait(}const sigset\_t *sigmask)}
1972 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando
1975 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1976 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori già
1977 visti con \func{epoll\_wait}.
1982 La funzione è del tutto analoga \func{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1983 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
1984 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
1985 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
1987 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1989 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1990 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1991 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1992 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1993 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1994 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1995 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
2000 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
2001 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
2003 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
2004 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
2005 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
2006 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili \textit{race
2007 condition} sono state introdotte estensioni dello standard POSIX e funzioni
2008 apposite come \func{pselect}, \func{ppoll} e \func{epoll\_pwait}.
2010 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
2011 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
2012 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
2013 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
2014 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
2015 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
2016 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
2017 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
2018 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
2019 \textsl{sincrona}, come quelle dell'\textit{I/O multiplexing} appena
2022 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
2023 gli eventi a cui deve reagire in maniera sincrona generando le opportune
2024 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
2025 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
2026 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
2027 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
2028 \textit{race conditions}. In sostanza se non ci fossero i segnali non ci
2029 sarebbe da preoccuparsi, fintanto che si effettuano operazioni all'interno di
2030 un processo, della non atomicità delle \textit{system call} lente che vengono
2031 interrotte e devono essere riavviate.
2033 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
2034 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
2035 sincrona dei segnali, con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
2036 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
2037 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
2038 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
2039 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
2040 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
2041 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
2042 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
2043 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
2044 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
2046 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
2047 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
2048 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
2049 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
2050 opportuni file descriptor. Ovviamente si tratta di una funzionalità specifica
2051 di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista da nessuno
2052 standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.
2054 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
2055 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
2056 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
2057 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
2058 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
2059 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \func{epoll\_wait}) allo
2060 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
2061 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
2062 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
2064 La funzione di sistema che permette di abilitare la ricezione dei segnali
2065 tramite file descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella
2066 riportata è l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono
2067 infatti due versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
2068 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
2069 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
2070 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
2071 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
2072 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
2073 maschera dei segnali, il cui valore viene impostato automaticamente dalle
2074 \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
2077 \fhead{sys/signalfd.h}
2078 \fdecl{int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
2080 \fdesc{Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.}
2083 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2084 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2086 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
2087 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2088 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
2089 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2090 dispositivo per la gestione anonima degli \textit{inode}
2091 associati al file descriptor.
2092 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2093 descriptor di \func{signalfd}.
2095 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2100 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2101 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2102 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2103 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2104 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2105 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2106 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2107 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2108 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2110 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2111 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2112 puntatore ad una maschera di segnali creata con l'uso delle apposite macro già
2113 illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La maschera deve indicare su quali
2114 segnali si intende operare con \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato
2115 con una successiva chiamata a \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e
2116 \signal{SIGSTOP} non possono essere intercettati (e non prevedono neanche la
2117 possibilità di un gestore) un loro inserimento nella maschera verrà ignorato
2118 senza generare errori.
2120 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2121 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2122 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2123 impostazione successiva con \func{fcntl} (si ricordi che questo è un argomento
2124 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2125 per kernel precedenti il valore deve essere nullo). L'argomento deve essere
2126 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2127 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2132 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2134 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2137 \constd{SFD\_NONBLOCK}&imposta sul file descriptor il flag di
2138 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2139 \constd{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2140 chiusura automatica del file descriptor nella
2141 esecuzione di \func{exec}.\\
2144 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2145 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2146 \label{tab:signalfd_flags}
2149 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2150 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2151 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2152 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2153 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2154 installato in precedenza). Il blocco non ha invece nessun effetto sul file
2155 descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile pertanto
2156 ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.
2158 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2159 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2160 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2161 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2162 condizioni di gestione, né da un gestore, né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2164 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2165 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2166 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2167 \func{poll} e \func{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2168 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2170 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2171 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2172 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2173 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2174 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2175 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2176 soltanto una volta. Questo significa che tutti i file descriptor su cui è
2177 presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le funzioni di
2178 \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su uno di essi il
2179 segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non saranno più
2180 disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una ulteriore
2181 occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.
2183 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2184 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2185 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2186 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2187 imposto con \func{sigprocmask}.
2189 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2190 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2191 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2192 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2193 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2194 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2195 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2196 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2197 pendenti attraverso una \func{exec}.
2199 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2200 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2201 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2202 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2203 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2204 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2205 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2206 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2208 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2209 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2210 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2211 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2212 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2213 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2214 successivo con \func{fcntl}.
2216 \begin{figure}[!htb]
2217 \footnotesize \centering
2218 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
2219 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2222 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2223 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2224 \label{fig:signalfd_siginfo}
2227 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2228 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2229 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2230 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2231 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2232 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2233 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2234 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2235 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2237 \begin{figure}[!htb]
2238 \footnotesize \centering
2239 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2240 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2243 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2244 \file{FifoReporter.c}.}
2245 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2248 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2249 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2250 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2251 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2252 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2253 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2254 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2255 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2257 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2258 della interfaccia di \textit{epoll}, si è scritto un programma elementare che
2259 stampi sullo \textit{standard output} sia quanto viene scritto da terzi su una
2260 \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il codice
2261 completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2262 \texttt{FifoReporter.c}).
2264 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2265 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2266 l'uso di \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire (\texttt{\small 12-16})
2267 dalla definizione delle varie variabili e strutture necessarie. Al solito si è
2268 tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle opzioni che consentono ad
2269 esempio di cambiare il nome del file associato alla \textit{fifo}.
2271 Il primo passo (\texttt{\small 19-20}) è la creazione di un file descriptor
2272 \texttt{epfd} di \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è quello che
2273 useremo per il controllo degli altri. É poi necessario disabilitare la
2274 ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT}, \signal{SIGQUIT} e
2275 \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite file
2276 descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22-25}) in una
2277 maschera di segnali \texttt{sigmask} che useremo con (\texttt{\small 26})
2278 \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la stessa maschera si potrà per
2279 passare all'uso (\texttt{\small 28-29}) di \func{signalfd} per abilitare la
2280 notifica sul file descriptor \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30-33})
2281 dovrà essere aggiunto con \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor
2282 controllati con \texttt{epfd}.
2284 Occorrerà infine (\texttt{\small 35-38}) creare la \textit{named fifo} se
2285 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39-40}); una volta
2286 fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2287 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \textit{epoll} in maniera del tutto
2288 analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei segnali.
2290 \begin{figure}[!htb]
2291 \footnotesize \centering
2292 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2293 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2296 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2297 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2300 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2301 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2-45}) che si è riportato in
2302 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2303 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2304 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2-3}) la presenza di un file
2305 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait} (si ricordi che entrambi i
2306 file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in osservazioni
2307 per eventi di tipo \const{EPOLLIN}) che si bloccherà fintanto che non siano
2308 stati scritti dati sulla \textit{fifo} o che non sia arrivato un
2309 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2310 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2311 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2312 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2315 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2316 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2317 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5-44}) sul numero
2318 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2319 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2320 del file descriptor riconosciuto come pronto, controllando cioè a quale dei
2321 due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2322 \var{events[i].data.fd}.
2324 Il primo condizionale (\texttt{\small 6-24}) è relativo al caso che si sia
2325 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2326 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2327 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2328 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2329 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8-24}) che prosegue fintanto che vi
2330 siano dati da leggere.
2332 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9-14}) se il valore di
2333 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2334 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2335 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2336 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati. Si ricordi infatti come
2337 sia la \textit{fifo} che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2338 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2339 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non vi
2340 saranno più dati da leggere.
2342 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2343 (\texttt{\small 19-20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2344 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf} ed il \textit{pid}
2345 del processo da cui lo ha ricevuto;\footnote{per la stampa si è usato il
2346 vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale corrisponde il nome
2347 del segnale avente il numero corrispondente, la cui definizione si è omessa
2348 dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} per brevità.} inoltre
2349 (\texttt{\small 21-24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2350 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2351 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2354 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26-39}) è invece relativo al caso in
2355 cui ci siano dati pronti in lettura sulla \textit{fifo} e che il file
2356 descriptor pronto corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si
2357 effettueranno le letture in un ciclo (\texttt{\small 28-39}) ripetendole fin
2358 tanto che la funzione \func{read} non restituisce un errore di
2359 \errcode{EAGAIN} (\texttt{\small 29-35}). Il procedimento è lo stesso adottato
2360 per il file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in
2361 caso di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire
2362 si stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.
2364 Se invece vi sono dati validi letti dalla \textit{fifo} si inserirà
2365 (\texttt{\small 36}) una terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il
2366 tutto (\texttt{\small 37-38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo
2367 condizionale (\texttt{\small 40-44}) è semplicemente una condizione di cattura
2368 per una eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta
2369 alla uscita dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2371 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2372 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2373 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2375 piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./a.out}
2376 FifoReporter starting, pid 4568
2379 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2381 root@hain:~# \textbf{echo prova > /tmp/reporter.fifo}
2389 mentre inviando un segnale:
2391 root@hain:~# \textbf{kill 4568}
2399 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2406 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2414 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2415 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2416 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2417 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2418 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2419 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2420 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2421 timer. In realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd} per
2422 ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia semplifica
2423 notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola \textit{system
2426 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2427 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2428 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2429 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2430 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2431 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2432 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2433 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2434 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione di sistema prevista,
2435 quella che consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui
2439 \fhead{sys/timerfd.h}
2440 \fdecl{int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2442 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2445 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2446 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2448 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2449 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2450 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2451 precedenti il 2.6.27.
2452 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2453 dispositivo per la gestione anonima degli \textit{inode} associati al file
2455 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2456 descriptor di \func{signalfd}.
2458 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2462 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2463 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2464 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2465 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2466 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2467 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2468 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2469 restituito,\footnote{il flag è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27,
2470 per le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve
2471 essere specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2472 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2477 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2479 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2482 \constd{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2483 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2484 \constd{TFD\_CLOEXEC} & imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2485 chiusura automatica del file descriptor nella
2486 esecuzione di \func{exec}.\\
2489 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2490 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2492 \label{tab:timerfd_flags}
2495 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2496 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2497 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2498 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec} (a meno che
2499 non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2500 \const{TFD\_CLOEXEC}) e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2501 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2502 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2503 timer impostati con le funzioni ordinarie. Si ricordi infatti che, come
2504 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali pendenti nel
2505 padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.
2507 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2508 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2509 periodicità di ripetizione, per farlo si usa una funzione di sistema omologa
2510 di \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2511 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2514 \fhead{sys/timerfd.h}
2515 \fdecl{int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2516 const struct itimerspec *new\_value,\\
2517 \phantom{int timerfd\_settime(}struct itimerspec *old\_value)}
2519 \fdesc{Arma un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2522 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2523 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2525 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2527 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2529 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2530 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2531 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2536 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2537 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2538 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2539 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2540 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2541 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2543 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2544 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2545 ripetere quanto detto in quell'occasione; per brevità si ricordi che
2546 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2547 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità. L'unica differenza
2548 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2549 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2550 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2551 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e \constd{TFD\_TIMER\_ABSTIME}
2552 (l'analogo di \const{TIMER\_ABSTIME}).
2554 L'ultima funzione di sistema prevista dalla nuova interfaccia è
2555 \funcd{timerfd\_gettime}, che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo
2559 \fhead{sys/timerfd.h}
2560 \fdecl{int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2562 \fdesc{Legge l'impostazione di un timer associato ad un file descriptor di
2566 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2567 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2569 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2571 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2572 con \func{timerfd\_create}.
2573 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2578 La funzione consente di rileggere le impostazioni del timer associato al file
2579 descriptor \param{fd} nella struttura \struct{itimerspec} puntata
2580 da \param{curr\_value}. Il campo \var{it\_value} riporta il tempo rimanente
2581 alla prossima scadenza del timer, che viene sempre espresso in forma relativa,
2582 anche se lo si è armato specificando \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}. Un valore
2583 nullo (di entrambi i campi di \var{it\_value}) indica invece che il timer non
2584 è stato ancora armato. Il campo \var{it\_interval} riporta la durata
2585 dell'intervallo di ripetizione del timer, ed un valore nullo (di entrambi i
2586 campi) indica che il timer è stato impostato per scadere una sola volta.
2588 Il timer creato con \func{timerfd\_create} notificherà la sua scadenza
2589 rendendo pronto per la lettura il file descriptor ad esso associato, che
2590 pertanto potrà essere messo sotto controllo con una qualunque delle varie
2591 funzioni dell'I/O multiplexing viste in precedenza. Una volta che il file
2592 descriptor risulta pronto sarà possibile leggere il numero di volte che il
2593 timer è scaduto con una ordinaria \func{read}.
2595 La funzione legge il valore in un dato di tipo \typed{uint64\_t}, e necessita
2596 pertanto che le si passi un buffer di almeno 8 byte, fallendo con
2597 \errval{EINVAL} in caso contrario, in sostanza la lettura deve essere
2598 effettuata con una istruzione del tipo:
2599 \includecodesnip{listati/readtimerfd.c}
2601 Il valore viene restituito da \func{read} seguendo l'ordinamento dei bit
2602 (\textit{big-endian} o \textit{little-endian}) nativo della macchina in uso,
2603 ed indica il numero di volte che il timer è scaduto dall'ultima lettura
2604 eseguita con successo, o, se lo si legge per la prima volta, da quando lo si è
2605 impostato con \func{timerfd\_settime}. Se il timer non è scaduto la funzione
2606 si blocca fino alla prima scadenza, a meno di non aver creato il file
2607 descriptor in modalità non bloccante con \const{TFD\_NONBLOCK} o aver
2608 impostato la stessa con \func{fcntl}, nel qual caso fallisce con l'errore di
2612 % TODO trattare qui eventfd introdotto con il 2.6.22
2615 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2616 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2618 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2619 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2620 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2621 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2622 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2623 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2624 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2625 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2626 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \textit{inotify}),
2627 per essere avvisato della possibilità di eseguire le operazioni di I/O volute.
2630 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2631 \label{sec:signal_driven_io}
2633 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2635 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2636 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2637 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2638 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2639 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2640 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2641 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2642 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2643 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2644 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2645 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2646 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2649 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità il sistema
2650 genera un apposito segnale, \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa
2651 possibile leggere o scrivere dal file descriptor; si tenga presente però che
2652 essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo con socket, file di
2653 terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal kernel 2.6, per
2654 \textit{fifo} e \textit{pipe}. Inoltre è possibile, come illustrato in
2655 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando \const{F\_SETOWN}
2656 di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi dovrà ricevere il
2657 segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le operazioni di I/O in
2658 risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la necessità di restare
2659 bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai file.
2661 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2663 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2664 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2665 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di
2666 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2667 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2668 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2669 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2670 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2671 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2672 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2675 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2676 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2677 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2678 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2679 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2680 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2681 verrebbero notificati una volta sola.
2683 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali \textit{real-time}, che
2684 vengono accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha
2685 emessi. In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni
2686 aggiuntive restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando
2687 la forma estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2688 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2689 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2691 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali
2692 \textit{real-time} (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando
2693 esplicitamente con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale
2694 \textit{real-time} da inviare in caso di I/O asincrono (il segnale predefinito
2695 è \signal{SIGIO}). In questo caso il gestore, tutte le volte che riceverà
2696 \const{SI\_SIGIO} come valore del campo \var{si\_code} di \struct{siginfo\_t},
2697 troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato
2698 il segnale. Si noti che il valore di\var{si\_code} resta \const{SI\_SIGIO}
2699 qualunque sia il segnale che si è associato all'I/O, in quanto indica che il
2700 segnale è stato generato a causa di attività di I/O.
2702 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali \textit{real-time} è che essendo
2703 questi ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad
2704 uno solo file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità
2705 nella risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali
2706 \textit{real-time} supportano anche questa funzionalità. In questo modo si può
2707 identificare immediatamente un file su cui l'accesso è diventato possibile
2708 evitando completamente l'uso di funzioni come \func{poll} e \func{select},
2709 almeno fintanto che non si satura la coda.
2711 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2712 più assicurare il comportamento corretto per un segnale \textit{real-time},
2713 invierà al suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati
2714 tutti i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali
2715 sono i file diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non
2716 avvenga è di impostare la lunghezza della coda dei segnali \textit{real-time}
2717 ad una dimensione identica al valore massimo del numero di file descriptor
2718 utilizzabili, vale a dire impostare il contenuto di
2719 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2720 \sysctlfile{fs/file-max}.
2722 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2724 \itindend{signal~driven~I/O}
2728 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2729 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2731 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2732 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La risposta, o
2733 meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ \cite{UnixFAQ} viene
2734 anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered Question}, è che
2735 nell'architettura classica di Unix questo non è possibile. Al contrario di
2736 altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like classico non prevedeva
2737 alcun meccanismo per cui un processo possa essere \textsl{notificato} di
2738 eventuali modifiche avvenute su un file.
2740 Questo è il motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2741 modo se il loro file di configurazione è stato modificato, perché possano
2742 rileggerlo e riconoscere le modifiche; in genere questo vien fatto inviandogli
2743 un segnale di \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran
2744 parte di detti programmi, causa la rilettura della configurazione.
2746 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2747 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2748 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2749 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2750 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2751 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2752 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2753 lasciare tutto il resto a processi in \textit{user space}, non era stata
2754 prevista nessuna funzionalità di notifica.
2756 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2757 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2758 interfaccia grafica quando si deve presentare all'utente lo stato del
2759 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2760 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2761 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2764 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2765 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2766 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2767 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2768 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2769 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2770 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2772 \itindbeg{file~lease}
2774 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2775 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2776 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2777 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2778 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2779 \textit{lease}. La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in
2780 precedenza per l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al
2781 \textit{lease holder} il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere
2782 modificato usando il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} (anche in
2783 questo caso si può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}).
2785 Se si è fatto questo (ed in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per
2786 utilizzare segnali \textit{real-time}) e se inoltre si è installato il gestore
2787 del segnale con \const{SA\_SIGINFO} si riceverà nel campo \var{si\_fd} della
2788 struttura \struct{siginfo\_t} il valore del file descriptor del file sul quale
2789 è stato compiuto l'accesso; in questo modo un processo può mantenere anche più
2790 di un \textit{file lease}.
2792 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2793 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2794 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2795 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2796 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2797 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2799 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2800 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2801 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2802 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2803 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2804 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2805 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2806 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2811 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2813 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2816 \constd{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2817 \constd{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2818 \constd{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2821 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2822 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2823 \const{F\_GETLEASE}.}
2824 \label{tab:file_lease_fctnl}
2827 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2828 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2829 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2830 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2831 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2832 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2834 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2835 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2836 (\textit{pipe} e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non
2837 privilegiato può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente
2838 ad un \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2839 privilegi di amministratore (cioè con la capacità \const{CAP\_LEASE}, vedi
2840 sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire \textit{lease} su qualunque
2843 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2844 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2845 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2846 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2847 lease}.} la funzione si blocca (a meno di non avere aperto il file con
2848 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore di
2849 \errcode{EWOULDBLOCK}) e viene eseguita la notifica al \textit{lease holder},
2850 così che questo possa completare le sue operazioni sul file e rilasciare il
2851 \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si rilevano i
2852 tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un altro
2853 processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i tentativi di
2854 accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di notifica avvengono
2855 solo in fase di apertura del file e non sulle singole operazioni di lettura e
2858 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2859 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2860 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2861 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2862 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2863 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2864 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2865 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2866 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2867 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2870 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2871 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2872 \sysctlfiled{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo o
2873 declassarlo automaticamente (questa è una misura di sicurezza per evitare che
2874 un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file acquisendo un
2875 \textit{lease}). Una volta che un \textit{lease} è stato rilasciato o
2876 declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal kernel è lo
2877 stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal \textit{lease
2878 breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2880 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2881 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2882 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2883 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2884 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2885 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2886 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2887 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2888 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2892 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2893 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2894 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2895 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2896 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2897 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2898 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2899 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2900 può utilizzare un altro, e di nuovo, per le ragioni già esposte in precedenza,
2901 è opportuno che si utilizzino dei segnali \textit{real-time}. Inoltre, come
2902 in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file descriptor
2903 che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2904 \struct{siginfo\_t}.
2906 \itindend{file~lease}
2911 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2913 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2916 \constd{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2917 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2918 \constd{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2919 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2920 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2921 \constd{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2922 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2923 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2924 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2926 \constd{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2927 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2928 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2929 \constd{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2930 directory (con \func{rename}).\\
2931 \constd{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2932 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2934 \constd{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2938 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2939 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2940 \label{tab:file_notify}
2943 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2944 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2945 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2946 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2947 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2948 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2949 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2951 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2952 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2953 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2954 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2955 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2956 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2957 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2958 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2959 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2960 specificare un valore nullo.
2964 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2965 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2966 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2967 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2968 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2969 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2970 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2972 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2973 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2974 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2975 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2976 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2977 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2978 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2979 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2980 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2984 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2985 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2986 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2987 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2988 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2989 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2990 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2991 di risolvere il principale problema di \textit{dnotify}. La coda viene creata
2992 attraverso la funzione di sistema \funcd{inotify\_init}, il cui prototipo è:
2995 \fhead{sys/inotify.h}
2996 \fdecl{int inotify\_init(void)}
2997 \fdesc{Inizializza una istanza di \textit{inotify}.}
3000 {La funzione ritornaun file descriptor in caso di successo, o $-1$ in caso di
3001 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3003 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
3004 \textit{inotify} consentite all'utente.
3005 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
3007 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
3013 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
3014 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
3015 effettuate le operazioni di notifica; si tratta di un file descriptor speciale
3016 che non è associato a nessun file su disco, e che viene utilizzato solo per
3017 notificare gli eventi che sono stati posti in osservazione. Per evitare abusi
3018 delle risorse di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero
3019 limitato di istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di
3020 128, ma questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3021 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_user\_instances}.
3023 Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o directory
3024 reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui file sono
3025 tenuti sotto osservazione viene completamente eliminato; anzi, una delle
3026 capacità dell'interfaccia di \textit{inotify} è proprio quella di notificare
3027 il fatto che il filesystem su cui si trova il file o la directory osservata è
3030 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
3031 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
3032 con l'interfaccia di \textit{epoll}, ed a partire dal kernel 2.6.25 è stato
3033 introdotto anche il supporto per il \texttt{signal-driven I/O}. Siccome gli
3034 eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni
3035 ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica.
3037 Così, invece di dover utilizzare i segnali, considerati una pessima scelta dal
3038 punto di vista dell'interfaccia utente, si potrà gestire l'osservazione degli
3039 eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
3040 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
3041 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
3042 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate. Infine l'interfaccia di
3043 \textit{inotify} consente di mettere sotto osservazione, oltre che una
3044 directory, anche singoli file.
3046 Una volta creata la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere
3047 sotto osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di
3048 osservazione} (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire
3049 la lista di osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni di sistema, la
3050 prima di queste è \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
3053 \fhead{sys/inotify.h}
3054 \fdecl{int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
3055 \fdesc{Aggiunge un evento di osservazione a una lista di osservazione.}
3058 {La funzione ritorna un valore positivo in caso di successo, o $-1$ per un
3059 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3061 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
3062 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
3063 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
3064 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
3065 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
3067 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF} nel loro
3068 significato generico.}
3071 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
3072 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
3073 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
3074 nell'argomento \param{fd}, che ovviamente dovrà essere un file descriptor
3075 creato con \func{inotify\_init}. Il file o la directory da porre sotto
3076 osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
3077 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
3078 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
3079 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
3080 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
3081 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
3082 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3083 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre un solo
3086 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
3087 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
3088 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
3089 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
3090 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
3091 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
3092 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
3093 flag della prima parte.
3098 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{8cm}|}
3100 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
3103 \constd{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
3105 \constd{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
3107 (o sugli attributi estesi, vedi
3108 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
3109 \constd{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3111 \constd{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3113 \constd{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
3114 directory in una directory sotto
3116 \constd{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3117 directory in una directory sotto
3119 \constd{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3120 directory) sotto osservazione.\\
3121 \constd{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3122 \constd{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3123 directory) sotto osservazione.\\
3124 \constd{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3125 directory sotto osservazione.\\
3126 \constd{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3127 directory sotto osservazione.\\
3128 \constd{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3130 \constd{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3131 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3132 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3133 \constd{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3134 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3135 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3136 \constd{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3140 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3141 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3142 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3143 \label{tab:inotify_event_watch}
3146 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3147 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3148 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3149 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3150 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3151 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3152 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3153 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3154 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3159 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
3161 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3164 \constd{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3166 \constd{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3167 nell'argomento \param{mask}, invece di
3169 \constd{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per
3170 una sola volta, rimuovendolo poi dalla
3171 \textit{watch list}.\\
3172 \constd{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3173 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3174 quelli per i file che contiene.\\
3177 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3178 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3179 modalità di osservazione.}
3180 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3183 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3184 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3185 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3186 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3187 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3189 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3190 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3191 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3192 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3193 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3194 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3195 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3196 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3197 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3199 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3200 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3201 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3202 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3203 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3204 sarà più notificato.
3206 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3207 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3208 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3209 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3210 la eventuale rimozione dello stesso.
3212 La seconda funzione di sistema per la gestione delle code di notifica, che
3213 permette di rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch},
3214 ed il suo prototipo è:
3217 \fhead{sys/inotify.h}
3218 \fdecl{int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3219 \fdesc{Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.}
3222 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3223 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3225 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3227 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3228 non è associato ad una coda di notifica.
3233 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3234 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3235 \param{wd}; ovviamente deve essere usato per questo argomento un valore
3236 ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore di
3237 \errval{EINVAL}. In caso di successo della rimozione, contemporaneamente alla
3238 cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3239 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3240 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3241 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3242 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3243 \func{inotify\_rm\_watch}.
3245 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3246 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3247 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3248 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3249 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3250 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3251 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3252 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3254 \begin{figure}[!htb]
3255 \footnotesize \centering
3256 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
3257 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3260 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3261 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3262 \label{fig:inotify_event}
3265 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3266 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3267 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}), il numero di byte disponibili
3268 in lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3269 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3270 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3271 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3272 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3273 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3274 il numero di file che sono cambiati.
3276 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3277 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3278 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3279 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3280 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3281 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3282 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3283 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori aggiuntivi di
3284 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag} (questi compaiono solo nel campo
3285 \var{mask} di \struct{inotify\_event}, e non sono utilizzabili in fase di
3286 registrazione dell'osservatore).
3291 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3293 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3296 \constd{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3297 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3298 che in maniera implicita per la rimozione
3299 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3300 filesystem su cui questo si trova.\\
3301 \constd{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3302 (consente così di distinguere, quando si pone
3303 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3304 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3306 \constd{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3307 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3308 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3309 \constd{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3310 osservazione è stato smontato.\\
3313 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3314 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3315 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3318 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima che viene
3319 controllata dal parametro di sistema
3320 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_queued\_events}, che indica il numero massimo di
3321 eventi che possono essere mantenuti sulla stessa; quando detto valore viene
3322 ecceduto gli ulteriori eventi vengono scartati, ma viene comunque generato
3323 un evento di tipo \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3325 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3326 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3327 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3328 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3329 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3331 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3332 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3333 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3334 (come \textit{pathname} relativo alla directory osservata) e la relativa
3335 dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa
3336 terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali
3337 necessità di allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde
3338 al totale della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa
3339 con il nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
3340 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
3341 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
3344 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3345 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3346 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3347 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3348 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3349 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3351 \begin{figure}[!htbp]
3352 \footnotesize \centering
3353 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3354 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3357 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3358 \label{fig:inotify_monitor_example}
3361 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo del programma inizia
3362 controllando (\texttt{\small 11-15}) che sia rimasto almeno un argomento che
3363 indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e qualora questo
3364 non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che passa
3365 (\texttt{\small 16-20}) all'inizializzazione di \textit{inotify} ottenendo con
3366 \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (o si esce in caso di
3369 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21-30}) alla coda di
3370 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3371 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3372 (\texttt{\small 22-29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3373 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3374 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3375 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3376 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3377 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3378 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3380 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3381 (\texttt{\small 32-56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3382 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3383 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3384 si saranno verificati eventi.
3386 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3387 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3388 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3389 approssimativamente 512 eventi (si ricordi che la quantità di dati restituita
3390 da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza del nome del
3391 file restituito insieme a \struct{inotify\_event}). In caso di errore di
3392 lettura (\texttt{\small 35-40}) il programma esce con un messaggio di errore
3393 (\texttt{\small 37-39}), a meno che non si tratti di una interruzione della
3394 \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la lettura.
3396 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3397 43-52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3398 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3399 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3400 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna alla variabile
3401 \var{event} (si noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del
3402 puntatore) l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3403 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3404 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3405 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3406 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3407 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3409 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3410 si stampa (\texttt{\small 47-49}); si noti come in questo caso si sia
3411 controllato il valore del campo \var{event->len} e non il fatto che
3412 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo. L'interfaccia infatti,
3413 qualora il nome non sia presente, non tocca il campo \var{event->name}, che
3414 si troverà pertanto a contenere quello che era precedentemente presente nella
3415 rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il puntatore al nome di
3416 un file osservato in precedenza.
3418 Si utilizza poi (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che
3419 interpreta il valore del campo \var{event->mask}, per stampare il tipo di
3420 eventi accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto
3421 non essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare
3422 direttamente i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si
3423 provvede ad aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento
3426 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3427 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3430 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ \textbf{./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/}
3432 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3435 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3440 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3441 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3442 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3443 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3444 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3445 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3446 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3447 tale evenienza non si verificherà mai.
3449 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3450 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3451 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3452 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3453 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3454 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3455 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3456 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3457 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3458 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3459 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3460 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3461 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3462 chiamata di \func{read}.
3464 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3465 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3466 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3467 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3468 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3469 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3470 raggruppati in un solo evento.
3474 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3475 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3478 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3479 \label{sec:file_asyncronous_io}
3481 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3482 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3483 asincrono} o ``AIO''. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le
3484 funzioni di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di
3485 ritornare, così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad
3486 esempio possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da
3487 poter effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3489 Benché la modalità di apertura asincrona di un file vista in
3490 sez.~\ref{sec:signal_driven_io} possa risultare utile in varie occasioni (in
3491 particolar modo con i socket e gli altri file per i quali le funzioni di I/O
3492 sono \textit{system call} lente), essa è comunque limitata alla notifica della
3493 disponibilità del file descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno
3494 svolgimento asincrono delle medesime. Lo standard POSIX.1b definisce una
3495 interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero e proprio,\footnote{questa è
3496 stata ulteriormente perfezionata nelle successive versioni POSIX.1-2001 e
3497 POSIX.1-2008.} che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3498 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3501 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3502 implementata sia direttamente nel kernel che in \textit{user space} attraverso
3503 l'uso di \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una
3504 implementazione di questa interfaccia fornita completamente delle \acr{glibc}
3505 a partire dalla versione 2.1, che è realizzata completamente in \textit{user
3506 space}, ed è accessibile linkando i programmi con la libreria
3507 \file{librt}. A partire dalla versione 2.5.32 è stato introdotto nel kernel
3508 una nuova infrastruttura per l'I/O asincrono, ma ancora il supporto è parziale
3509 ed insufficiente ad implementare tutto l'AIO POSIX.
3511 Lo standard POSIX prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano
3512 controllate attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui
3513 nome sta per \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come
3514 argomento a tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come
3515 effettuata in \headfiled{aio.h}, è riportata in
3516 fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è definita la macro
3517 \macrod{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la disponibilità
3518 dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3520 \begin{figure}[!htb]
3521 \footnotesize \centering
3522 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
3523 \includestruct{listati/aiocb.h}
3526 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3528 \label{fig:file_aiocb}
3531 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3532 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3533 terminali e \textit{pipe} sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3534 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3535 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3536 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3537 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3538 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3539 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3540 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3541 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3542 del blocco di dati da trasferire.
3544 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3545 di I/O, in generale perché ciò sia possibile occorre che la piattaforma
3546 supporti questa caratteristica, questo viene indicato dal fatto che le macro
3547 \macrod{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e \macrod{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}
3548 sono definite. La priorità viene impostata a partire da quella del processo
3549 chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}), cui viene sottratto il valore
3550 di questo campo. Il campo \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione
3551 \func{lio\_listio}, che, come vedremo, permette di eseguire con una sola
3552 chiamata una serie di operazioni, usando un vettore di \textit{control
3553 block}. Tramite questo campo si specifica quale è la natura di ciascuna di
3556 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3557 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3558 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3559 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3560 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3562 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3563 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3564 lettura od una scrittura asincrona di dati usando la struttura \struct{aiocb}
3565 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3569 \fdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3570 \fdesc{Richiede una lettura asincrona.}
3571 \fdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3572 \fdesc{Richiede una scrittura asincrona.}
3575 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3576 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3578 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3579 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3580 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3581 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3582 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3588 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3589 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3590 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3591 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3592 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3593 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
3594 sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
3595 comunque alla fine del file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
3597 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3598 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3599 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3600 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3601 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3602 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
3603 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
3604 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
3607 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3608 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3609 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3610 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3611 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3612 errore; il suo prototipo è:
3616 \fdecl{int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3617 \fdesc{Determina lo stato di errore di una operazione di I/O asincrono.}
3620 {La funzione ritorna $0$ se le operazioni si sono concluse con successo,
3621 altrimenti restituisce \errval{EINPROGRESS} se non sono concluse,
3622 \errcode{ECANCELED} se sono state cancellate o il relativo codice di errore
3626 Se l'operazione non si è ancora completata viene sempre restituito l'errore di
3627 \errcode{EINPROGRESS}, mentre se è stata cancellata ritorna
3628 \errcode{ECANCELED}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3629 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3630 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3631 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3632 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3633 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3634 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3635 \func{write}, \func{fsync} e \func{fdatasync}.
3637 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3638 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3639 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3640 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3645 \fdecl{ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3646 \fdesc{Ottiene lo stato dei risultati di una operazione di I/O asincrono.}
3649 {La funzione ritorna lo stato di uscita dell'operazione eseguita (il valore
3650 che avrebbero restituito le equivalenti funzioni eseguite in maniera
3654 La funzione recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O
3655 associate a \param{aiocbp} e deve essere chiamata una sola volta per ciascuna
3656 operazione asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad
3657 essa associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo
3658 che l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata
3659 verificandolo con \func{aio\_error}, ed usarla una sola volta. Una chiamata
3660 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati,
3661 così come chiamarla più di una volta.
3663 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3664 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3665 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync} o \func{fdatasync}). É
3666 importante chiamare sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili
3667 per le operazioni di I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di
3668 arrivare ad un loro esaurimento.
3670 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3671 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3672 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3673 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3678 \fdecl{int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3679 \fdesc{Richiede la sincronizzazione dei dati su disco.}
3682 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3683 caso \var{errno} assumerà gli stessi valori visti \func{aio\_read} con lo
3688 La funzione richiede la sincronizzazione dei dati delle operazioni di I/O
3689 relative al file descriptor indicato in \texttt{aiocbp->aio\_fildes},
3690 ritornando immediatamente. Si tenga presente che la funzione mette
3691 semplicemente in coda la richiesta, l'esecuzione effettiva della
3692 sincronizzazione dovrà essere verificata con \func{aio\_error} e
3693 \func{aio\_return} come per le operazioni di lettura e
3694 scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la modalità di
3695 esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le operazioni saranno
3696 completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si specifica
3697 \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3698 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3700 Il successo della chiamata assicura la richiesta di sincronizzazione dei dati
3701 relativi operazioni di I/O asincrono richieste fino a quel momento, niente è
3702 garantito riguardo la sincronizzazione dei dati relativi ad eventuali
3703 operazioni richieste successivamente. Se si è specificato un meccanismo di
3704 notifica questo sarà innescato una volta che le operazioni di sincronizzazione
3705 dei dati saranno completate (\texttt{aio\_sigevent} è l'unico altro campo
3706 di \param{aiocbp} che viene usato.
3708 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni di I/O (in
3709 genere quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo
3710 lo standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3711 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3716 \fdecl{int aio\_cancel(int fd, struct aiocb *aiocbp)}
3717 \fdesc{Richiede la cancellazione delle operazioni di I/O asincrono.}
3720 {La funzione ritorna un intero positivo che indica il risultato
3721 dell'operazione in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso
3722 \var{errno} assumerà uno dei valori:
3724 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor valido.
3725 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3730 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3731 \param{fd}, idicata con \param{aiocbp}, o tutte le operazioni pendenti,
3732 specificando \val{NULL} come valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione
3733 viene cancellata una successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà
3734 \errcode{ECANCELED} come codice di errore, ed mentre il valore di ritorno per
3735 \func{aio\_return} sarà $-1$, inoltre il meccanismo di notifica non verrà
3736 invocato. Se con \param{aiocbp} si specifica una operazione relativa ad un
3737 file descriptor diverso da \param{fd} il risultato è indeterminato. In caso
3738 di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi
3739 definiti in \headfile{aio.h}) sono tre:
3740 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3741 \item[\constd{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3742 cancellazione sono state già completate,
3744 \item[\constd{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3747 \item[\constd{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3748 corso e non sono state cancellate.
3751 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3752 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3753 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3754 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3755 del loro avvenuto completamento.
3757 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3758 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3759 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3760 specifica operazione; il suo prototipo è:
3764 \fdecl{int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, \\
3765 \phantom{int aio\_suspend(}const struct timespec *timeout)}
3766 \fdesc{Attende il completamento di una operazione di I/O asincrono.}
3769 {La funzione ritorna $0$ se una (o più) operazioni sono state completate e
3770 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3772 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3774 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3775 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3780 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3781 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3782 un tempo massimo specificato dalla struttura \struct{timespec} puntata
3783 da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un segnale (si tenga conto che
3784 questo segnale potrebbe essere anche quello utilizzato come meccanismo di
3785 notifica). La lista deve essere inizializzata con delle strutture
3786 \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente richieste, ma può
3787 contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si siano specificati
3788 valori non validi l'effetto è indefinito.
3789 Un valore \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout, mentre
3790 se si vuole effettuare un \textit{polling} sulle operazioni occorrerà
3791 specificare un puntatore valido ad una struttura \texttt{timespec} (vedi
3792 fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) contenente valori nulli, e verificare poi
3793 con \func{aio\_error} quale delle operazioni della lista \param{list} è stata
3796 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3797 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3798 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3803 \fdecl{int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3806 \fdesc{Richiede l'esecuzione di una serie di operazioni di I/O.}
3809 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3810 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3812 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3814 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3815 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3816 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3817 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3818 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3823 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3824 lista \param{list} un vettore di puntatori a strutture \struct{aiocb}
3825 indicanti le operazioni da compiere (che verranno eseguite senza un ordine
3826 particolare). La lista può contenere anche puntatori nulli, che saranno
3827 ignorati (si possono così eliminare facilmente componenti della lista senza
3828 doverla rigenerare).
3830 Ciascuna struttura \struct{aiocb} della lista deve contenere un
3831 \textit{control block} opportunamente inizializzato; in particolare per
3832 ognuna di esse dovrà essere specificato il tipo di operazione con il campo
3833 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i valori:
3834 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3835 \item[\constd{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3836 \item[\constd{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3837 \item[\constd{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3839 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3840 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3841 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3842 quelle non completate.
3844 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3845 usato il valore \constd{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3846 di tutte le operazioni richieste; se si usa \constd{LIO\_NOWAIT} la funzione
3847 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3848 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3849 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3850 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3852 % TODO: trattare libaio e le system call del kernel per l'I/O asincrono, vedi
3853 % http://lse.sourceforge.net/io/aio.html,
3854 % http://webfiveoh.com/content/guides/2012/aug/mon-13th/linux-asynchronous-io-and-libaio.html,
3855 % https://code.google.com/p/kernel/wiki/AIOUserGuide,
3856 % http://bert-hubert.blogspot.de/2012/05/on-linux-asynchronous-file-io.html
3859 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3860 \label{sec:file_advanced_io}
3862 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3863 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3864 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3865 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3866 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3867 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3871 \subsection{File mappati in memoria}
3872 \label{sec:file_memory_map}
3874 \itindbeg{memory~mapping}
3876 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3877 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3878 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che attraverso il meccanismo della
3879 \textsl{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3880 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}) permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3881 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3885 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3886 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3887 mappatura in memoria di un file.}
3888 \label{fig:file_mmap_layout}
3891 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3892 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3893 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3894 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3895 del file attraverso il sistema della memoria virtuale illustrato in
3896 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen} che in maniera analoga a quanto avviene per le
3897 pagine che vengono salvate e rilette nella \textit{swap}, si incaricherà di
3898 sincronizzare il contenuto di quel segmento di memoria con quello del file
3899 mappato su di esso. Per questo motivo si può parlare tanto di \textsl{file
3900 mappato in memoria}, quanto di \textsl{memoria mappata su file}.
3902 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3903 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3904 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3905 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3906 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3907 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3910 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
3911 virtuale, la sezione di memoria mappata su cui si opera sarà a sua volta letta
3912 o scritta sul file una pagina alla volta e solo per le parti effettivamente
3913 usate, il tutto in maniera completamente trasparente al processo; l'accesso
3914 alle pagine non ancora caricate avverrà allo stesso modo con cui vengono
3915 caricate in memoria le pagine che sono state salvate sullo \textit{swap}.
3917 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3918 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3919 scritte sulla \textit{swap}; questo consente di accedere ai file su dimensioni
3920 il cui solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3921 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3923 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni di sistema
3924 per la gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve
3925 ad eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo
3931 \fdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3933 \fdesc{Esegue la mappatura in memoria di una sezione di un file.}
3936 {La funzione ritorna il puntatore alla zona di memoria mappata in caso di
3937 successo, e \const{MAP\_FAILED} (\texttt{(void *) -1}) per un errore, nel
3938 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3940 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3941 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3942 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3943 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3944 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3945 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3946 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3947 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3948 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3949 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3950 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3951 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3952 dimensione delle pagine), o \param{lengh} è zero (solo dal 2.6.12)
3953 o \param{flags} contiene sia \const{MAP\_PRIVATE} che
3954 \const{MAP\_SHARED} o nessuno dei due.
3955 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3956 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3957 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3959 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3960 numero di mappature possibili.
3961 \item[\errcode{EOVERFLOW}] su architettura a 32 bit con il supporto per i
3962 \textit{large file} (che hanno una dimensione a 64 bit) il numero di
3963 pagine usato per \param{lenght} aggiunto a quello usato
3964 per \param{offset} eccede i 32 bit (\texttt{unsigned long}).
3965 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3966 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3967 l'opzione \texttt{noexec}.
3968 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3969 \param{fd} è aperto in scrittura.
3974 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3975 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3976 all'indirizzo \param{start}. Il valore \param{start} viene normalmente
3977 considerato come un suggerimento, ma l'uso di un qualunque valore diverso da
3978 \val{NULL}, in cui si rimette completamente al kernel la scelta
3979 dell'indirizzo, viene sconsigliato per ragioni di portabilità. Il valore
3980 di \param{offset} deve essere un multiplo della dimensione di una pagina di
3986 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3988 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3991 \constd{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3992 \constd{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3993 \constd{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3994 \constd{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3997 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3998 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3999 \label{tab:file_mmap_prot}
4002 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
4003 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
4004 in pagine, ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
4005 lineari di memoria virtuale; per ciascuno di questi segmenti il kernel
4006 mantiene nella \textit{page table} la mappatura sulle pagine di memoria
4007 reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro
4008 violazione causa quella una \textit{segment violation}, e la relativa
4009 emissione del segnale \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria
4010 e deve essere specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più
4011 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato
4012 deve essere compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il
4018 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4020 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4023 \constd{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
4024 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
4025 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
4026 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
4027 richiesto \const{MAP\_FIXED} (dal kernel 2.4.20).\\
4028 \constd{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
4029 \constd{MAP\_ANONYMOUS}& La mappatura non è associata a nessun file. Gli
4030 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
4031 ignorati. L'uso di questo flag con
4032 \const{MAP\_SHARED} è stato implementato in Linux
4033 a partire dai kernel della serie 2.4.x.\\
4034 \constd{MAP\_DENYWRITE}& In Linux viene ignorato per evitare
4036 (veniva usato per segnalare che tentativi di
4037 scrittura sul file dovevano fallire con
4038 \errcode{ETXTBSY}).\\
4039 \constd{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
4040 \constd{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
4041 \constd{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
4042 da \param{start}, se questo non può essere usato
4043 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
4044 valore di \param{start} deve essere allineato
4045 alle dimensioni di una pagina.\\
4046 \constd{MAP\_GROWSDOWN}& Usato per gli \textit{stack}.
4047 Indica che la mappatura deve essere effettuata
4048 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
4049 \constd{MAP\_HUGETLB} & Esegue la mappatura usando le cosiddette
4050 ``\textit{huge pages}'' (dal kernel 2.6.32).\\
4051 \constd{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo \textit{swapping} delle
4052 pagine mappate (dal kernel 2.5.37).\\
4053 \constd{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
4054 non causa I/O (dal kernel 2.5.46).\\
4055 \constd{MAP\_NORESERVE}& Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
4056 delle pagine di \textit{swap} ad uso del meccanismo
4057 del \textit{copy on write}
4058 per mantenere le modifiche fatte alla regione
4059 mappata, in questo caso dopo una scrittura, se
4060 non c'è più memoria disponibile, si ha
4061 l'emissione di un \signal{SIGSEGV}.\\
4062 \constd{MAP\_POPULATE} & Esegue il \textit{prefaulting} delle pagine di
4063 memoria necessarie alla mappatura (dal kernel
4065 \constd{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
4066 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
4067 privata cui solo il processo chiamante ha
4068 accesso. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
4069 \constd{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
4070 riportati sul file e saranno immediatamente
4071 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
4073 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
4074 \const{MAP\_STACK} & Al momento è ignorato, è stato fornito (dal kernel
4075 2.6.27) a supporto della implementazione dei
4076 thread nelle \acr{glibc}, per allocare memoria in
4077 uno spazio utilizzabile come \textit{stack} per le
4078 architetture hardware che richiedono un
4079 trattamento speciale di quest'ultimo.\\
4080 \constd{MAP\_UNINITIALIZED}& Specifico per i sistemi embedded ed
4081 utilizzabile dal kernel 2.6.33 solo se è stata
4082 abilitata in fase di compilazione dello stesso
4084 \texttt{CONFIG\_MMAP\_ALLOW\_UNINITIALIZED}. Se
4085 usato le pagine di memoria usate nella mappatura
4086 anonima non vengono cancellate; questo migliora
4087 le prestazioni sui sistemi con risorse minime, ma
4088 comporta la possibilità di rileggere i dati di
4089 altri processi che han chiuso una mappatura, per
4090 cui viene usato solo quando (come si suppone sia
4091 per i sistemi embedded) si ha il completo
4092 controllo dell'uso della memoria da parte degli
4094 % \constd{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
4095 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
4099 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
4100 \label{tab:file_mmap_flag}
4103 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
4104 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
4106 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
4107 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
4108 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
4109 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
4110 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
4111 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}. Fra questi comunque deve sempre essere
4112 specificato o \const{MAP\_PRIVATE} o \const{MAP\_SHARED} per indicare la
4113 modalità con cui viene effettuata la mappatura.
4115 Esistono infatti due modalità alternative di eseguire la mappatura di un file;
4116 la più comune è \const{MAP\_SHARED} in cui la memoria è condivisa e le
4117 modifiche effettuate su di essa sono visibili a tutti i processi che hanno
4118 mappato lo stesso file. In questo caso le modifiche vengono anche riportate su
4119 disco, anche se questo può non essere immediato a causa della bufferizzazione:
4120 si potrà essere sicuri dell'aggiornamento solo in seguito alla chiamata di
4121 \func{msync} o \func{munmap}, e solo allora le modifiche saranno visibili sul
4122 file con l'I/O convenzionale.
4124 Con \const{MAP\_PRIVATE} invece viene creata una copia privata del file,
4125 questo non viene mai modificato e solo il processo chiamante ha accesso alla
4126 mappatura. Le modifiche eseguite dal processo sulla mappatura vengono
4127 effettuate utilizzando il meccanismo del \textit{copy on write}, mentenute in
4128 memoria e salvate su \textit{swap} in caso di necessità. Non è specificato se
4129 i cambiamenti sul file originale vengano riportati sulla regione mappata.
4131 Gli altri valori di \func{flag} modificano le caratteristiche della
4132 mappatura. Fra questi il più rilevante è probabilmente \const{MAP\_ANONYMOUS}
4133 che consente di creare segmenti di memoria condivisa fra processi diversi
4134 senza appoggiarsi a nessun file (torneremo sul suo utilizzo in
4135 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}). In tal caso gli argomenti \param{fd}
4136 e \param{offset} vangono ignorati, anche se alcune implementazioni richiedono
4137 che invece \param{fd} sia $-1$, convenzione che è opportuno seguire se si ha a
4138 cuore la portabilità dei programmi.
4140 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
4141 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
4142 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della memoria virtuale. Questo
4143 comporta allora una serie di conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di
4144 scrivere su una zona mappata in sola lettura si avrà l'emissione di un segnale
4145 di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento
4146 di memoria relativo non consentono questo tipo di accesso.
4148 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
4149 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
4150 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
4151 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
4152 paginazione, la mappatura in memoria non può che essere eseguita su un
4153 segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una pagina, ed in
4154 generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni effettive del file
4155 o della sezione che si vuole mappare.
4157 \begin{figure}[!htb]
4159 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
4160 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
4161 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
4162 \label{fig:file_mmap_boundary}
4165 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
4166 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
4167 il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
4168 bordo della pagina successiva. In questo caso è possibile accedere a quella
4169 zona di memoria che eccede le dimensioni specificate da \param{length}, senza
4170 ottenere un \signal{SIGSEGV} poiché essa è presente nello spazio di indirizzi
4171 del processo, anche se non è mappata sul file. Il comportamento del sistema è
4172 quello di restituire un valore nullo per quanto viene letto, e di non
4173 riportare su file quanto viene scritto.
4175 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
4176 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
4177 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
4178 quella della mappatura in memoria. In questa situazione, per la sezione di
4179 pagina parzialmente coperta dal contenuto del file, vale esattamente quanto
4180 visto in precedenza; invece per la parte che eccede, fino alle dimensioni date
4181 da \param{length}, l'accesso non sarà più possibile, ma il segnale emesso non
4182 sarà \signal{SIGSEGV}, ma \signal{SIGBUS}, come illustrato in
4183 fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
4185 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
4186 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
4187 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
4188 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
4189 relativi a \textit{pipe}, socket e \textit{fifo}, per i quali non ha senso
4190 parlare di \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di
4191 dispositivo, che non dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si
4192 ricordi quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente
4193 però che esistono anche casi di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al
4194 ponte PCI-VME del chip Universe) che sono utilizzabili solo con questa
4199 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4200 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4201 alla lunghezza richiesta.}
4202 \label{fig:file_mmap_exceed}
4205 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4206 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4207 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4208 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4209 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4210 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4211 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4212 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4215 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4216 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4217 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4218 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4219 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4220 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4221 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4222 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4223 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4225 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4226 direttamente dalla memoria virtuale, occorre essere consapevoli delle
4227 interazioni che possono esserci con operazioni effettuate con l'interfaccia
4228 dei file ordinaria illustrata in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il
4229 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
4230 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
4231 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
4233 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia ordinaria queste modifiche
4234 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4235 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4236 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4237 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4239 Per questo è sempre sconsigliabile eseguire scritture su un file attraverso
4240 l'interfaccia ordinaria quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4241 usare l'interfaccia ordinaria per leggere un file mappato in memoria, purché
4242 si abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria
4243 mette a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto
4244 della memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4249 \fdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4250 \fdesc{Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.}
4253 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4254 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4256 \item[\errcode{EBUSY}] si è indicato \const{MS\_INVALIDATE} ma
4257 nell'intervallo di memoria specificato è presente un \textit{memory lock}.
4258 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo indicato, o parte di esso, non
4259 risulta mappato (prima del kernel 2.4.19).
4260 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4261 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4263 \item[\errcode{ENOMEM}] l'intervallo indicato, o parte di esso, non
4264 risulta mappato (dal kernel 2.4.19).
4269 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4270 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4271 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4272 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4273 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia ordinaria troveranno un contenuto
4274 del file aggiornato.
4279 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4281 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4284 \constd{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4285 quando questa è stata completata.\\
4286 \constd{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4287 non attendendo che questa sia finita.\\
4288 \constd{MS\_INVALIDATE}& invalida le pagine per tutte le mappature
4289 in memoria così da rendere necessaria una
4290 rilettura immediata delle stesse.\\
4293 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4294 \label{tab:file_mmap_msync}
4297 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4298 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4299 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4300 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4301 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4302 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4303 valore fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4304 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4305 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4307 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4308 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4313 \fdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4314 \fdesc{Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.}
4317 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4318 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4320 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4321 precedentemente mappata.
4326 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4327 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4328 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4329 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4330 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4331 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4332 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4333 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4334 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4336 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4337 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4338 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4339 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4340 virtuale. Questa funzione di sistema è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4344 \fdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4345 \fdesc{Modifica le protezioni delle pagine di memoria.}
4348 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4349 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4351 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4352 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4353 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4354 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4355 ha solo accesso in lettura.
4356 \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4357 necessarie all'interno del kernel o si è specificato un indirizzo di
4358 memoria non valido del processo o non corrispondente a pagine mappate
4359 (negli ultimi due casi prima del kernel 2.4.19 veniva prodotto,
4360 erroneamente, \errcode{EFAULT}).
4365 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4366 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4367 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4368 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4369 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4370 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4372 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4373 kernel unix-like per poter usare le quali occorre però dichiarare
4374 \macro{\_GNU\_SOURCE} prima dell'inclusione di \texttt{sys/mman.h}. La prima
4375 di queste è la possibilità di modificare un precedente \textit{memory
4376 mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo. Questo è realizzato
4377 dalla funzione di sistema \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4381 \fdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4382 new\_size, unsigned long flags)}
4383 \fdesc{Restringe o allarga una mappatura in memoria.}
4386 {La funzione ritorna l'indirizzo alla nuova area di memoria in caso di
4387 successo o il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *) -1}), nel
4388 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4390 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4392 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4393 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4394 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4395 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4396 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4397 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4398 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4404 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4405 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4406 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4407 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4408 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4409 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4410 Il solo valore utilizzato è \constd{MREMAP\_MAYMOVE} che consente di eseguire
4411 l'espansione anche quando non è possibile utilizzare il precedente
4412 indirizzo. Per questo motivo, se si è usato questo flag, la funzione può
4413 restituire un indirizzo della nuova zona di memoria che non è detto coincida
4414 con \param{old\_address}.
4416 La funzione si appoggia al sistema della memoria virtuale per modificare
4417 l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo e le pagine di memoria,
4418 modificando i dati direttamente nella \textit{page table} del processo. Come
4419 per \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine
4420 di memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così
4421 di implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4423 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4424 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4425 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4426 Esistono però delle applicazioni (in particolare la tecnica è usata dai
4427 database o dai programmi che realizzano macchine virtuali) in cui è utile
4428 poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4430 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4431 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4432 in sequenza non lineare (ed in effetti è quello che veniva fatto anche con
4433 Linux prima che fossero introdotte queste estensioni) ma questo approccio ha
4434 delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni. Infatti per
4435 ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella \textit{page table}
4436 del processo una nuova area di memoria virtuale, quella che nel gergo del
4437 kernel viene chiamata VMA (\textit{virtual memory area}, che corrisponda alla
4438 mappatura, in modo che questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi
4439 come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4441 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse (si può arrivare
4442 anche a centinaia di migliaia) per realizzare a mano una mappatura non-lineare
4443 esso vedrà un accrescimento eccessivo della sua \textit{page table}, e lo
4444 stesso accadrà per tutti gli altri processi che utilizzano questa tecnica. In
4445 situazioni in cui le applicazioni hanno queste esigenze si avranno delle
4446 prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà impiegare molte risorse per
4447 mantenere i dati relativi al \textit{memory mapping}, sia in termini di
4448 memoria interna per i dati delle \textit{page table}, che di CPU per il loro
4451 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4452 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4453 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4454 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura iniziale, e
4455 quindi una sola \textit{virtual memory area} nella \textit{page table} del
4456 processo, e poi rimappare a piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò
4457 è possibile grazie ad una nuova \textit{system call},
4458 \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4462 \fdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4463 ssize\_t pgoff, int flags)}
4464 \fdesc{Rimappa non linearmente un \textit{memory mapping}.}
4467 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4468 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4470 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4471 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4472 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4475 nel loro significato generico.}
4478 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4479 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4480 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi si
4481 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4482 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4483 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4486 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4487 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4488 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4489 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4490 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4491 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4492 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4493 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4495 \itindbeg{prefaulting}
4497 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4498 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4499 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4500 del \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto per migliorare le
4501 prestazioni in certe condizioni di utilizzo del \textit{memory mapping}.
4503 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4504 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della memoria virtuale
4505 è quello per cui la regione mappata viene aggiunta alla \textit{page table}
4506 del processo, ma i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4507 \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla memoria) soltanto in
4508 corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine interessate dal
4509 \textit{memory mapping}.
4511 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4512 pagina alla volta con un gran numero di \textit{page fault}, chiaramente se si
4513 sa in anticipo che il file verrà utilizzato immediatamente, è molto più
4514 efficiente eseguire un \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria
4515 interessate alla mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta,
4516 questo comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4517 \const{MAP\_POPULATE}.
4519 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4520 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4521 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \textit{prefaulting} più limitato
4522 in cui vengono popolate solo le pagine della mappatura che già si trovano
4523 nella cache del kernel.\footnote{questo può essere utile per il linker
4524 dinamico, in particolare quando viene effettuato il \textit{prelink} delle
4527 \itindend{prefaulting}
4529 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4530 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4531 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4532 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4533 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4534 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4536 \itindend{memory~mapping}
4538 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4539 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4540 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4541 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4542 kernel delle indicazioni su come un processo intende accedere ad un segmento
4543 di memoria, anche al di là delle mappature dei file, così che possano essere
4544 adottate le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4548 \fdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4549 \fdesc{Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un segmento di memoria.}
4552 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4553 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4555 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4556 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4557 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4558 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4559 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise o si è usato
4560 \const{MADV\_MERGEABLE} o \const{MADV\_UNMERGEABLE} ma il kernel non è
4561 stato compilato per il relativo supporto.
4562 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4563 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4564 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4565 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4566 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4569 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS} nel loro significato generico.}
4572 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4573 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4574 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4575 mentre \param{length} deve essere un numero positivo; la versione di Linux
4576 consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una parte
4577 dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4578 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4581 L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice} che deve essere
4582 specificato con uno dei valori riportati in
4583 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}; si tenga presente che i valori indicati
4584 nella seconda parte della tabella sono specifici di Linux e non sono previsti
4585 dallo standard POSIX.1b. La funzione non ha, tranne il caso di
4586 \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto sul comportamento di un programma, ma
4587 può influenzarne le prestazioni fornendo al kernel indicazioni sulle esigenze
4588 dello stesso, così che sia possibile scegliere le opportune strategie per la
4589 gestione del \textit{read-ahead} (vedi sez.~\ref{sec:file_fadvise}) e del
4595 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4597 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4600 \constd{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4601 futuro, pertanto le pagine possono essere
4602 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4603 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4604 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4605 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4606 \constd{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4607 di default usato quando non si è chiamato
4609 \constd{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4610 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4611 anticipata con il meccanismo del
4612 \textit{read-ahead} (vedi
4613 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4614 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4615 \constd{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4616 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4617 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4618 scartare immediatamente le pagine una volta che
4619 queste siano state lette.\\
4620 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4621 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4622 deve essere incentivata.\\
4624 \constd{MADV\_DONTDUMP}& esclude da un \textit{core dump} (vedi
4625 sez.~\ref{sec:sig_standard}) le pagine
4626 specificate, viene usato per evitare di scrivere
4627 su disco dati relativi a zone di memoria che si sa
4628 non essere utili in un \textit{core dump}.\\
4629 \constd{MADV\_DODUMP} & rimuove l'effetto della precedente
4630 \const{MADV\_DONTDUMP} (dal kernel 3.4).\\
4631 \constd{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4632 ereditato dal processo figlio dopo una
4633 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4634 meccanismo del \textit{copy on write} effettui la
4635 rilocazione delle pagine quando il padre scrive
4636 sull'area di memoria dopo la \func{fork}, cosa che
4637 può causare problemi per l'hardware che esegue
4638 operazioni in DMA su quelle pagine (dal kernel
4640 \constd{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4641 \const{MADV\_DONTFORK} (dal kernel 2.6.16).\\
4642 \constd{MADV\_HUGEPAGE}& abilita il meccanismo delle \textit{Transparent
4643 Huge Page} (vedi sez.~\ref{sec:huge_pages})
4644 sulla regione indicata; se questa è allineata
4645 alle relative dimensioni il kernel alloca
4646 direttamente delle \textit{huge page}; è
4647 utilizzabile solo con mappature anomime private
4648 (dal kernel 2.6.38).\\
4649 \constd{MADV\_NOHUGEPAGE}& impedisce che la regione indicata venga
4650 collassata in eventuali \textit{huge page} (dal
4652 \constd{MADV\_HWPOISON} &opzione ad uso di debug per verificare codice
4653 che debba gestire errori nella gestione della
4654 memoria; richiede una apposita opzione di
4655 compilazione del kernel, privilegi amministrativi
4656 (la capacità \const{CAP\_SYS\_ADMIN}) e provoca
4657 l'emissione di un segnale di \const{SIGBUS} dal
4658 programma chiamante e rimozione della mappatura
4659 (dal kernel 2.6.32).\\
4660 \constd{MADV\_SOFT\_OFFLINE}&opzione utilizzata per il debug del
4661 codice di verifica degli errori di gestione
4662 memoria, richiede una apposita opzione di
4663 compilazione (dal kernel 2.6.33).\\
4664 \constd{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile, indicazione
4665 principalmente ad uso dei sistemi di
4666 virtualizzazione\footnotemark (dal kernel
4668 \constd{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4669 relativo supporto sottostante; è supportato
4670 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4671 \textit{shmfs} se usato su altri tipi di
4672 filesystem causa un errore di \errcode{ENOSYS}
4673 (dal kernel 2.6.16).\\
4674 \constd{MADV\_UNMERGEABLE}& rimuove l'effetto della precedente
4675 \const{MADV\_MERGEABLE} (dal kernel 2.6.32). \\
4678 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4679 \label{tab:madvise_advice_values}
4682 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4683 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4684 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4685 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4686 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4687 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4688 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4689 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4690 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4691 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}
4692 e la documentazione nei sorgenti del kernel
4693 (\texttt{Documentation/vm/ksm.txt}).}
4696 A differenza da quanto specificato nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso
4697 di \func{madvise} è a scopo puramente indicativo, Linux considera queste
4698 richieste come imperative, per cui ritorna un errore qualora non possa
4699 soddisfarle; questo comportamento differisce da quanto specificato nello
4702 Nello standard POSIX.1-2001 è prevista una ulteriore funzione
4703 \funcd{posix\_madvise} che su Linux viene reimplementata utilizzando
4704 \func{madvise}; il suo prototipo è:
4708 \fdecl{int posix\_madvise(void *start, size\_t lenght, int advice)}
4709 \fdesc{Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un segmento di memoria.}
4712 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo ed un valore positivo per un
4713 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4715 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4716 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4718 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono nello spazio di
4719 indirizzi del processo.
4724 Gli argomenti \param{start} e \param{lenght} hanno lo stesso identico
4725 significato degli analoghi di \func{madvise}, a cui si rimanda per la loro
4726 descrizione ma a differenza di quanto indicato dallo standard per questa
4727 funzione, su Linux un valore nullo di \param{len} è consentito.
4732 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
4734 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4737 \constd{POSIX\_MADV\_DONTNEED}& analogo a \const{MADV\_DONTNEED}.\\
4738 \constd{POSIX\_MADV\_NORMAL} & identico a \const{MADV\_NORMAL}.\\
4739 \constd{POSIX\_MADV\_RANDOM} & identico a \const{MADV\_RANDOM}.\\
4740 \constd{POSIX\_MADV\_SEQUENTIAL}& identico a \const{MADV\_SEQUENTIAL}.\\
4741 \constd{POSIX\_MADV\_WILLNEED}& identico a \const{MADV\_WILLNEED}.\\
4744 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{posix\_madvise}.}
4745 \label{tab:posix_madvise_advice_values}
4749 L'argomento \param{advice} invece può assumere solo i valori indicati in
4750 tab.~\ref{tab:posix_madvise_advice_values}, che riflettono gli analoghi di
4751 \func{madvise}, con lo stesso effetto per tutti tranne
4752 \const{POSIX\_MADV\_DONTNEED}. Infatti a partire dalle \acr{glibc} 2.6
4753 \const{POSIX\_MADV\_DONTNEED} viene ignorato, in quanto l'uso del
4754 corrispondente \const{MADV\_DONTNEED} di \func{madvise} ha, per la semantica
4755 imperativa, l'effetto immediato di far liberare le pagine da parte del kernel,
4756 che viene considerato distruttivo.
4760 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4761 \label{sec:file_multiple_io}
4763 Una seconda modalità di I/O diversa da quella ordinaria è il cosiddetto
4764 \textsl{I/O vettorizzato}, che nasce per rispondere al caso abbastanza comune
4765 in cui ci si trova nell'esigenza di dover eseguire una serie multipla di
4766 operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di vari buffer. Un
4767 esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di una struttura ed
4768 essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché l'operazione sia
4769 facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di chiamate a \func{read}
4770 e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità
4771 delle operazioni di lettura e scrittura rispetto all'esecuzione del programma.
4773 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4774 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4775 serie di letture da, o scritture su, una serie di buffer, quello che poi venne
4776 chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni di sistema sono
4777 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4778 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4779 relativi prototipi sono:
4784 \fdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4785 \fdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4786 \fdesc{Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.}
4789 {Le funzioni ritornano il numero di byte letti o scritti in caso di successo e
4790 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4792 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4793 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4795 più tutti i valori, con lo stesso significato, che possono risultare
4796 dalle condizioni di errore di \func{read} e \func{write}.
4801 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4802 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4803 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4804 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4805 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4807 \begin{figure}[!htb]
4808 \footnotesize \centering
4809 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4810 \includestruct{listati/iovec.h}
4813 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4815 \label{fig:file_iovec}
4818 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4819 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4820 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4821 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4822 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4823 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4824 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4825 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4826 specificati nel vettore \param{vector}.
4828 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4829 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4830 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4831 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4832 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4833 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4834 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4835 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4837 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4838 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4839 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4840 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4841 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4842 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4843 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4845 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4846 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4847 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4848 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4849 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4850 corrispondenti a quanto aspettato.
4852 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4853 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4854 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4855 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4856 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4857 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4858 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4859 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4860 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4861 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4862 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4863 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4864 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4869 \fdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4871 \fdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4873 \fdesc{Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4874 posizione sul file.}
4877 { Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle corrispondenti
4878 \func{readv} e \func{writev} ed anche gli eventuali errori sono gli stessi,
4879 con in più quelli che si possono ottenere dalle possibili condizioni di
4880 errore di \func{lseek}.
4884 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4885 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4886 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4887 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4888 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4889 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4891 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali \textit{race
4892 condition} quando si deve eseguire la una operazione di lettura e scrittura
4893 vettorizzata a partire da una certa posizione su un file, mentre al contempo
4894 si possono avere in concorrenza processi che utilizzano lo stesso file
4895 descriptor (si ricordi quanto visto in sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle
4896 chiamate a \func{lseek}.
4900 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4902 \label{sec:file_sendfile_splice}
4904 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4905 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4906 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4907 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4909 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4910 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4911 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4912 \textit{kernel space} a \textit{user space} e all'indietro, quando in realtà
4913 potrebbe essere più efficiente mantenere tutto in \textit{kernel
4914 space}. Tratteremo in questa sezione alcune funzioni specialistiche che
4915 permettono di ottimizzare le prestazioni in questo tipo di situazioni.
4917 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4918 fra due file descriptor è \func{sendfile}.\footnote{la funzione è stata
4919 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4920 2.1.} La funzione è presente in diverse versioni di Unix (la si ritrova ad
4921 esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix) ma non è presente né in POSIX.1-2001
4922 né in altri standard (pertanto si eviti di utilizzarla se si devono scrivere
4923 programmi portabili) per cui per essa vengono utilizzati prototipi e
4924 semantiche differenti. Nel caso di Linux il prototipo di \funcd{sendfile} è:
4928 \fhead{sys/sendfile.h}
4929 \fdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4931 \fdesc{Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.}
4934 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
4935 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4937 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4938 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4939 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4940 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4942 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4943 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4946 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT} nel loro significato
4950 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4951 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}. In caso di successo la
4952 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4953 \param{out\_fd} e come per le ordinarie \func{read} e \func{write} questo
4954 valore può essere inferiore a quanto richiesto con \param{count}.
4956 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4957 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4958 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4959 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4960 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4961 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4962 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4963 letti da \param{in\_fd}.
4965 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione era utilizzabile su un qualunque
4966 file descriptor, e permetteva di sostituire la invocazione successiva di una
4967 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4968 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si poteva diminuire il numero
4969 di chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da
4970 \textit{kernel space} a \textit{user space} e viceversa. La massima utilità
4971 della funzione si ottiene comunque per il trasferimento di dati da un file su
4972 disco ad un socket di rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro
4973 eseguito da un server web, ed infatti Apache ha una opzione per il supporto
4974 esplicito di questa funzione.} dato che in questo caso diventa possibile
4975 effettuare il trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla
4976 scheda di rete, senza neanche allocare un buffer nel kernel (il meccanismo è
4977 detto \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel,
4978 che si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA)
4979 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4981 In seguito però ci si accorse che, fatta eccezione per il trasferimento
4982 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4983 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4984 \func{write}. Nel caso generico infatti il kernel deve comunque allocare un
4985 buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il guadagno
4986 ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non compensa le
4987 ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in \textit{user
4988 space} che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati, per
4989 cui in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4990 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4991 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4992 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4993 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4994 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4995 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4996 casi l'uso di \func{sendfile} da luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4998 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4999 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
5000 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
5001 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
5002 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
5003 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
5004 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento. Comunque a
5005 partire dal kernel 2.6.33 la restrizione su \param{out\_fd} è stata rimossa e
5006 questo può essere un file qualunque, rimane però quella di non poter usare un
5007 socket per \param{in\_fd}.
5009 A partire dal kernel 2.6.17 come alternativa a \func{sendfile} è disponibile
5010 la nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo scopo di questa funzione è
5011 quello di fornire un meccanismo generico per il trasferimento di dati da o
5012 verso un file, utilizzando un buffer gestito internamente dal
5013 kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra semplicemente un
5014 ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}, nel senso che un trasferimento
5015 di dati fra due file con \func{sendfile} non sarebbe altro che la lettura
5016 degli stessi su un buffer seguita dalla relativa scrittura, cosa che in questo
5017 caso si dovrebbe eseguire con due chiamate a \func{splice}.
5019 In realtà le due \textit{system call} sono profondamente diverse nel loro
5020 meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel 2.6.23, dove
5021 \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di \func{splice}, pur
5022 mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'\textit{user space}.}
5023 \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a disposizione
5024 un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di dati; questo la
5025 rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue applicazioni,
5026 dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi specifici che
5027 nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui essa può essere
5028 effettivamente utilizzata.
5030 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
5031 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
5032 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
5033 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
5034 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
5035 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
5036 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
5037 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
5038 gestito interamente in \textit{kernel space}. In questo caso il cuore della
5039 funzione (e delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più
5040 avanti) è appunto l'uso di un buffer in \textit{kernel space}, e questo è
5041 anche quello che ne ha semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la
5042 gestione di un tale buffer è presente fin dagli albori di Unix per la
5043 realizzazione delle \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di
5044 vista concettuale allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia
5045 (rispetto alle \textit{pipe}) con cui utilizzare in \textit{user space}
5046 l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
5048 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
5049 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
5050 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
5051 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
5052 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
5053 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione fornisce
5054 quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un buffer
5055 ad un file o viceversa; il prototipo di \funcd{splice}, accessibile solo dopo
5056 aver definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
5057 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
5058 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
5063 \fdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
5064 *off\_out, size\_t len, \\
5065 \phantom{long splice(}unsigned int flags)}
5066 \fdesc{Trasferisce dati da un file verso una \textit{pipe} o viceversa.}
5069 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
5070 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5072 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
5073 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
5074 aperti in lettura o scrittura.
5075 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
5076 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una \textit{pipe},
5078 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
5079 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
5081 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5083 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
5084 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
5090 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
5091 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
5092 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere qualunque, questo
5093 significa che può essere, oltre che un file di dati, anche un altra
5094 \textit{pipe}, o un socket. Come accennato una \textit{pipe} non è altro che
5095 un buffer in \textit{kernel space}, per cui a seconda che essa sia usata
5096 per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la copia dei dati
5097 dal buffer al file o viceversa.
5099 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
5100 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
5101 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
5102 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
5103 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
5104 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
5105 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
5106 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
5107 il suddetto file in modalità non bloccante).
5109 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
5110 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
5111 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
5112 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
5113 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
5114 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
5115 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
5116 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
5117 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
5118 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
5119 specificato come valore non nullo.
5121 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
5122 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
5123 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
5124 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
5125 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
5126 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
5127 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
5132 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5134 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5137 \constd{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
5138 di memoria contenenti i dati invece di
5139 copiarle: per una maggiore efficienza
5140 \func{splice} usa quando possibile i
5141 meccanismi della memoria virtuale per
5142 eseguire i trasferimenti di dati. In maniera
5143 analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non
5144 possano essere spostate dalla \textit{pipe} o
5145 il buffer non corrisponda a pagine intere
5146 esse saranno comunque copiate. Viene usato
5147 soltanto da \func{splice}.\\
5148 \constd{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
5149 bloccante; questo flag influisce solo sulle
5150 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
5151 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
5152 questo significa che la funzione potrà
5153 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
5154 file descriptor (a meno che anch'essi non
5155 siano stati aperti in modalità non
5157 \constd{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
5158 ulteriori dati in una \func{splice}
5159 successiva, questo è un suggerimento utile
5160 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
5161 socket. Questa opzione consente di utilizzare
5162 delle opzioni di gestione dei socket che
5163 permettono di ottimizzare le trasmissioni via
5164 rete (si veda la descrizione di
5165 \const{TCP\_CORK} in
5166 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella
5167 di \const{MSG\_MORE} in
5168 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}). Attualmente
5169 viene usato solo da \func{splice}, potrà essere
5170 implementato in futuro anche per
5171 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
5172 \constd{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
5173 ``\textsl{donate}'' al kernel; questo
5174 significa che la cache delle pagine e i dati
5175 su disco potranno differire, e che
5176 l'applicazione non potrà modificare
5177 quest'area di memoria.
5178 Se impostato una seguente \func{splice} che
5179 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
5180 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
5181 essere copiate; per usare questa opzione i
5182 dati dovranno essere opportunamente allineati
5183 in posizione ed in dimensione alle pagine di
5184 memoria. Viene usato soltanto da
5188 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
5189 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
5191 \label{tab:splice_flag}
5195 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
5196 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
5197 su un altro senza utilizzare buffer in \textit{user space}. Lo scopo del
5198 programma è quello di eseguire la copia dei dati con \func{splice}, questo
5199 significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i dati
5200 dal file di ingresso e poi per scriverli su quello di uscita, appoggiandosi ad
5201 una \textit{pipe}: lo schema del flusso dei dati è illustrato in
5202 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
5206 \includegraphics[height=3.5cm]{img/splice_copy}
5207 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
5208 \label{fig:splicecp_data_flux}
5211 Il programma si chiama \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile
5212 coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale del programma, che non
5213 contiene la sezione di gestione delle opzioni, le funzioni di ausilio, le
5214 aperture dei file di ingresso e di uscita passati come argomenti e quella
5215 della \textit{pipe} intermedia, è riportato in fig.~\ref{fig:splice_example}.
5217 \begin{figure}[!htb]
5218 \footnotesize \centering
5219 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5220 \includecodesample{listati/splicecp.c}
5223 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
5225 \label{fig:splice_example}
5228 Il ciclo principale (\texttt{\small 13-38}) inizia con la lettura dal file
5229 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 14-15}), in questo
5230 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
5231 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe}. Il funzionamento
5232 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
5233 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
5234 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
5235 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer in \textit{kernel
5238 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
5239 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
5240 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
5241 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
5242 detto valore è nullo (\texttt{\small 16}) questo significa che si è giunti
5243 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
5244 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
5245 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 17-24}) c'è stato un
5246 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 16}) se questo è dovuto
5247 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
5248 (\texttt{\small 21-23}).
5250 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
5251 (\texttt{\small 25-37}); questo inizia (\texttt{\small 26-27}) con la
5252 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
5253 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
5254 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
5255 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
5256 del file di destinazione.
5258 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
5259 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
5260 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
5261 (\texttt{\small 28-35}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
5262 (\texttt{\small 37}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
5263 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
5264 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
5265 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
5266 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
5267 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
5268 presenti sul buffer.
5270 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
5271 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
5272 al posto della seconda, utilizzando un buffer in \textit{user space} per
5273 eseguire la copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario
5274 allocare nessun buffer e non si è trasferito nessun dato in \textit{user
5275 space}. Si noti anche come si sia usata la combinazione
5276 \texttt{SPLICE\_F\_MOVE | SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di
5277 \func{splice}, infatti anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi
5278 risultati, l'uso di questi flag, che si ricordi servono solo a dare
5279 suggerimenti al kernel, permette in genere di migliorare le prestazioni.
5281 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
5282 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
5283 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
5284 trasferimento di dati attraverso un buffer in \textit{kernel space}; benché
5285 queste non attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5286 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5288 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5289 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5290 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5296 \fdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long nr\_segs,\\
5297 \phantom{long vmsplice(}unsigned int flags)}
5298 \fdesc{Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.}
5301 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
5302 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5304 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5305 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5306 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5307 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5308 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5314 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5315 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5316 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5317 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5318 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5319 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5320 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5321 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5322 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5323 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5324 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5325 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5327 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5328 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5329 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5330 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5331 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5332 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5333 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5334 eseguire una copia dei dati che contengono.
5336 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5337 suo nome all'omonimo comando in \textit{user space}, perché in analogia con
5338 questo permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su
5339 un'altra \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione
5340 dei dati su dei buffer in \textit{kernel space}, la funzione consente di
5341 eseguire una copia del contenuto del buffer stesso. Il prototipo di
5342 \funcd{tee} è il seguente:
5346 \fdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5348 \fdesc{Duplica i dati da una \textit{pipe} ad un'altra.}
5351 {La funzione ritorna restituisce il numero di byte copiati in caso di successo
5352 e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5354 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5355 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5356 stessa \textit{pipe}.
5357 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5363 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5364 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5365 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5366 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5367 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5368 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5369 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5370 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5371 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5372 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5373 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5374 funzione non bloccante.
5376 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5377 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5378 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della \textit{pipe} è
5379 stato chiuso; si tenga presente però che questo non avviene se si è impostato
5380 il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si avrebbe un errore
5381 di \errcode{EAGAIN}. Un esempio di realizzazione del comando \texttt{tee}
5382 usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella pagina di manuale e
5383 dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5384 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5385 dello \textit{standard input} sullo \textit{standard output} e su un file
5386 specificato come argomento, il codice completo si trova nel file
5387 \texttt{tee.c} dei sorgenti allegati alla guida.
5389 \begin{figure}[!htb]
5390 \footnotesize \centering
5391 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5392 \includecodesample{listati/tee.c}
5395 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5396 standard input sullo standard output e su un file.}
5397 \label{fig:tee_example}
5400 La prima parte del programma, che si è omessa per brevità, si cura
5401 semplicemente di controllare che sia stato fornito almeno un argomento (il
5402 nome del file su cui scrivere), di aprirlo e che sia lo standard input che lo
5403 standard output corrispondano ad una \textit{pipe}.
5405 Il ciclo principale (\texttt{\small 11-32}) inizia con la chiamata a
5406 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5407 (\texttt{\small 13}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5408 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5409 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5410 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 14}), se
5411 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5412 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 15-48}) o si stampa un messaggio
5413 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 18-21}).
5415 Una volta completata la copia dei dati sullo \textit{standard output} si
5416 possono estrarre dallo \textit{standard input} e scrivere sul file, di nuovo
5417 su usa un ciclo di scrittura (\texttt{\small 24-31}) in cui si ripete una
5418 chiamata a \func{splice} (\texttt{\small 25}) fintanto che non si sono scritti
5419 tutti i \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento
5420 è identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5421 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5423 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5424 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5425 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5426 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5427 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5428 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5429 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5430 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5431 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5432 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5433 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5434 copiati i puntatori.
5436 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5439 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5440 \label{sec:file_fadvise}
5442 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5443 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5444 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5445 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5446 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5447 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5449 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5450 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5451 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5452 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5453 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5454 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5455 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5458 \itindbeg{read-ahead}
5460 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5461 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead} (questa è una funzione
5462 specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve essere usata
5463 se si vogliono scrivere programmi portabili), che consente di richiedere una
5464 lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così che le seguenti
5465 operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto all'accesso al
5466 disco; il suo prototipo è:
5470 \fdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5471 \fdesc{Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.}
5474 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5475 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5477 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5478 valido o non è aperto in lettura.
5479 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5480 file che non supporta l'operazione (come una \textit{pipe} o un socket).
5485 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5486 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5487 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la memoria
5488 virtuale ed il meccanismo della paginazione per cui la lettura viene eseguita
5489 in blocchi corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori
5490 di \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5492 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che,
5493 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5494 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5495 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5496 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5497 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5498 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5499 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5500 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5502 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5503 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5504 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5505 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5506 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5507 nelle operazioni successive.
5509 \itindend{read-ahead}
5511 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5512 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise} (anche se
5513 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5514 nella revisione POSIX.1-2003 TC1) che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5515 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5516 porzione di un file, così che esso possa provvedere le opportune
5517 ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}\footnote{la funzione è
5518 stata introdotta su Linux solo a partire dal kernel 2.5.60, ed è disponibile
5519 soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad valore di
5520 almeno \texttt{600} o la macro \macro{\_POSIX\_C\_SOURCE} ad valore di
5521 almeno \texttt{200112L}.} è:
5526 \fdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5527 \fdesc{Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.}
5530 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5531 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5533 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5535 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5536 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5537 (come una \textit{pipe} o un socket).
5538 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una
5539 \textit{pipe} o un socket (ma su Linux viene restituito
5545 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5546 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5547 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5548 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del file, ma
5549 questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel 2.6.6 il valore
5550 nullo veniva interpretato letteralmente. Le modalità sono indicate
5551 dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori illustrati
5552 in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato degli
5553 analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5554 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5555 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5556 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5557 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5558 che utilizza semplicemente l'informazione.
5563 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5565 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5568 \constd{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5569 riguardo le modalità di accesso, il
5570 comportamento sarà identico a quello che si
5571 avrebbe senza nessun avviso.\\
5572 \constd{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5573 accedere ai dati specificati in maniera
5574 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5576 \constd{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5577 completamente causale.\\
5578 \constd{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5579 \constd{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5580 \constd{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5583 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5584 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5586 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5589 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5590 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5591 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5592 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5593 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5594 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5595 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5596 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5597 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5598 riportarsi al comportamento di default.
5600 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5601 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5602 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5603 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5604 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5605 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5606 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5607 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5608 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5610 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5611 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5612 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5613 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5614 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5615 nuovi dati utili; la pagina di manuale riporta l'esempio dello streaming di
5616 file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già inviati
5617 possono essere tranquillamente scartate.
5619 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5620 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5621 specifica per le operazioni di scrittura, \funcd{posix\_fallocate} (la
5622 funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94), che consente di
5623 preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
5624 fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
5625 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
5629 \fdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5630 \fdesc{Richiede la allocazione di spazio disco per un file.}
5633 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e direttamente un codice di
5634 errore altrimenti, in tal caso \var{errno} non viene impostato, e si otterrà
5635 direttamente uno dei valori:
5637 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5638 valido o non è aperto in scrittura.
5639 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5641 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5642 la dimensione massima consentita per un file.
5643 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5645 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5647 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una \textit{pipe}.
5652 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5653 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5654 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5655 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5656 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5657 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5658 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5659 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5661 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5662 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5663 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura di una serie di zeri (usando
5664 \funcd{pwrite} per evitare spostamenti della posizione corrente sul file) per
5665 l'estensione di spazio necessaria qualora il file debba essere esteso o abbia
5666 dei buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e
5667 che l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5668 \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek}) senza una effettiva
5669 allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la modalità con cui la
5670 funzione veniva realizzata nella prima versione fornita dalle \acr{glibc}, per
5671 cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una standardizzazione delle
5672 modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5674 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5675 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5676 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5677 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5678 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5679 diventa effettivamente disponibile. Per poter fare tutto questo è però
5680 necessario il supporto da parte del kernel, e questo è divenuto disponibile
5681 solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è stata introdotta la nuova
5682 \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non è detto che la funzione
5683 sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio per XFS il supporto è
5684 stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.} che consente di
5685 realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione dello spazio
5686 disco così da poter realizzare una versione di \func{posix\_fallocate} con
5687 prestazioni molto più elevate; nelle \acr{glibc} la nuova \textit{system call}
5688 viene sfruttata per la realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire
5689 dalla versione 2.10.
5691 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5692 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5693 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5694 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5695 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5696 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5697 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5701 \fdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5702 \fdesc{Prealloca dello spazio disco per un file.}
5705 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5706 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5708 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5709 valido aperto in scrittura.
5710 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5711 dimensioni massime di un file.
5712 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5713 minore o uguale a zero.
5714 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5716 \item[\errcode{EPERM}] il file è immutabile o \textit{append-only} (vedi
5717 sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).
5718 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5719 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5720 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5721 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5723 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO} e \errval{ENOSPC} nel loro significato
5727 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5728 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5729 modalità di allocazione; se questo è nullo il comportamento è identico a
5730 quello di \func{posix\_fallocate} e si può considerare \func{fallocate} come
5731 l'implementazione ottimale della stessa a livello di kernel.
5733 Inizialmente l'unico altro valore possibile per \param{mode} era
5734 \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la dimensione del file
5735 (quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una struttura \struct{stat} dopo
5736 una chiamata a \texttt{fstat}) non venga modificata anche quando la somma
5737 di \param{offset} e \param{len} eccede la dimensione corrente, che serve
5738 quando si deve comunque preallocare dello spazio per scritture in append. In
5739 seguito sono stati introdotti altri valori, riassunti in
5740 tab.\ref{tab:fallocate_mode}, per compiere altre operazioni relative alla
5741 allocazione dello spazio disco dei file.
5746 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5748 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5751 \constd{FALLOC\_FL\_INSERT} & .\\
5752 \constd{FALLOC\_FL\_COLLAPSE\_RANGE}& .\\
5753 \constd{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} & Mantiene invariata la dimensione del
5754 file, pur allocando lo spazio disco anche
5755 oltre la dimensione corrente del file.\\
5756 \constd{FALLOC\_FL\_PUNCH\_HOLE}& Crea un \textsl{buco} nel file (vedi
5757 sez.~\ref{sec:file_lseek}) rendendolo una
5758 \textit{sparse file} (dal kernel
5760 \constd{FALLOC\_FL\_ZERO\_RANGE}& .\\
5763 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{mode} di
5765 \label{tab:fallocate_mode}
5768 In particolare con \const{FALLOC\_FL\_PUNCH\_HOLE} è possibile scartare il
5769 contenuto della sezione di file indicata da \param{offser} e \param{len},
5770 creando un \textsl{buco} (si ricordi quanto detto in
5771 sez.~\ref{sec:file_lseek}); i blocchi del file interamente contenuti
5772 nell'intervallo verranno disallocati, la parte di intervallo contenuta
5773 parzialmente in altri blocchi verrà riempita con zeri e la lettura dal file
5774 restituirà degli zeri per tutto l'intervallo indicato. In sostanza si rende il
5775 file uno \textit{sparse file} a posteriori.
5777 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5778 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5780 % TODO aggiungere FALLOC_FL_ZERO_RANGE e FALLOC_FL_COLLAPSE_RANGE, inseriti
5781 % nel kernel 3.15 (sul secondo vedi http://lwn.net/Articles/589260/), vedi
5782 % anche http://lwn.net/Articles/629965/
5784 % TODO aggiungere FALLOC_FL_INSERT vedi http://lwn.net/Articles/629965/
5787 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5788 % http://lwn.net/Articles/432757/
5791 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5792 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5793 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5794 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5795 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5796 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5797 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5798 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5799 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5800 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5801 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5802 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5803 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5804 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5805 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5806 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5807 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5808 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5809 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5810 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5811 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5812 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5813 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5814 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5815 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5816 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5817 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5818 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5819 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5820 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5821 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5822 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5823 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5824 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5825 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5826 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5827 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5828 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5829 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5830 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5831 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5832 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5833 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5834 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5835 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5836 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5837 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5838 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5839 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5840 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5841 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5842 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5843 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5844 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5845 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5846 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5847 % LocalWords: message kill received means exit TLOCK ULOCK EPOLLWAKEUP
5850 %%% Local Variables:
5852 %%% TeX-master: "gapil"