3 %% Copyright (C) 2000-2014 Simone Piccardi. Permission is granted to
4 %% copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free
5 %% Documentation License, Version 1.1 or any later version published by the
6 %% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Un preambolo",
7 %% with no Front-Cover Texts, and with no Back-Cover Texts. A copy of the
8 %% license is included in the section entitled "GNU Free Documentation
12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \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 \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
33 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
34 sequenza in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
98 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
101 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
102 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
103 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
104 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
105 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
106 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
107 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
109 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
110 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
111 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
112 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
113 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
119 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
121 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
123 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
126 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
127 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
130 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
131 \label{tab:file_file_lock}
134 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
135 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
136 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
137 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
138 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
139 un \textit{write lock}).
142 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
143 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
144 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
147 \subsection{La funzione \func{flock}}
148 \label{sec:file_flock}
150 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
151 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
152 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
157 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
158 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
161 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
162 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
164 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
165 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
166 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
167 per \param{operation}.
168 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
170 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
171 specificato \const{LOCK\_NB}.
173 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
177 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
178 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
179 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
180 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
181 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
186 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
188 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
191 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
192 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
193 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
194 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
195 richiesta di un \textit{file lock}.\\
198 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
199 \label{tab:file_flock_operation}
202 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
203 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
204 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
205 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
206 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
207 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
208 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
210 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
211 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
212 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
213 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
214 facendo fallire la riacquisizione.
216 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
217 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
218 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
219 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
220 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
223 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
224 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
225 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
226 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
227 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
228 per entrambe le interfacce.
230 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
231 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
232 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
233 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
234 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
235 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \itindex{inode}
236 \textit{inode}, dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono
237 avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
239 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
240 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked
241 list} di strutture \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata
242 dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura
243 \kstruct{inode} (per le definizioni esatte si faccia riferimento al file
244 \file{include/linux/fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
245 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
246 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease}
247 (\const{FL\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
251 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
252 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
253 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
254 \label{fig:file_flock_struct}
257 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
258 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
259 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
260 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
261 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
262 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
263 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
264 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
265 lock} un puntatore alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
266 da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare. Il
267 puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e
268 viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
270 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
271 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
272 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
273 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
274 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
275 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
276 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
277 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
278 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
280 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
281 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
282 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
283 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
284 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
285 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
286 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
287 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
288 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
289 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
290 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
293 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
294 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
295 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
296 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
297 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
298 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
299 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
300 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
301 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
302 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
305 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
306 \label{sec:file_posix_lock}
308 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
309 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
310 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
311 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
312 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
317 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
318 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
321 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
322 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
324 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
325 \textit{file lock} da parte di altri processi.
326 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
327 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
328 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
329 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
330 riconosca sempre questa situazione.
331 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
332 di poter acquisire un \textit{file lock}.
333 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
334 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
335 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
337 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
340 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
341 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
342 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
343 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
344 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
345 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
346 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
347 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
348 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
349 con un'altra regione bloccata.
352 \footnotesize \centering
353 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
354 \includestruct{listati/flock.h}
357 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
358 \textit{file locking}.}
359 \label{fig:struct_flock}
362 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
363 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
364 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
365 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
366 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
367 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
368 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
369 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
371 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
372 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
373 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
374 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
375 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
376 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
377 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
379 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
380 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
381 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
382 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
383 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
384 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
385 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
386 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
388 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
389 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
390 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
391 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
392 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
393 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
394 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
400 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
402 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
405 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
406 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
407 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
410 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
411 \label{tab:file_flock_type}
414 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
415 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
416 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
417 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
419 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
420 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
421 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
422 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
423 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
424 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
425 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
426 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
427 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
428 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
429 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
430 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
431 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
432 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
433 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
434 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
435 con un errore di \errcode{EINTR}.
438 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
439 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
440 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
441 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
442 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
443 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
444 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
445 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
446 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
447 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
448 per indicare quale è la regione bloccata.
450 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
451 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
452 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
453 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
454 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
455 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
456 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
457 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
458 stato effettivamente acquisito.
461 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
462 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
463 \label{fig:file_flock_dead}
466 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
467 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
468 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
469 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
470 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
471 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
472 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
473 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
474 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
475 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
476 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
477 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
478 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
481 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
482 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
483 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
484 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
485 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
486 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
487 evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
488 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
489 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
490 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
491 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
492 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
493 sempre associato \itindex{inode} all'\textit{inode}, solo che in questo caso
494 la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una voce nella
495 \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del \ids{PID} del
499 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
500 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
501 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
502 \label{fig:file_posix_lock}
505 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
506 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
507 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
508 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
509 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
510 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
511 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
512 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
514 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
515 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
516 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
517 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
518 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
519 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
520 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
521 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
522 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
524 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
525 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
526 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
527 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
528 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
529 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
530 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
531 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
532 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
534 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
535 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
536 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
537 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
538 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
539 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
540 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
541 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
542 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
543 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
544 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
545 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
546 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
548 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
549 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
550 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
551 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
552 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
553 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
554 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
555 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
557 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
558 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
559 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
560 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
561 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
563 \begin{figure}[!htbp]
564 \footnotesize \centering
565 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
566 \includecodesample{listati/Flock.c}
569 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
570 \label{fig:file_flock_code}
573 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
574 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
575 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
576 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
577 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
579 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
580 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
581 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
582 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
583 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
584 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
585 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
586 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
587 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
588 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
589 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
590 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
593 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11-14}) che venga passato
594 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
595 15-18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
596 uscendo (\texttt{\small 20-23}) in caso di errore. A questo punto il
597 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
598 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
599 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
600 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
603 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25-34}) prima si
604 controlla (\texttt{\small 27-31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
605 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
606 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
607 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
608 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
609 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
610 immediate si prepara (\texttt{\small 36-40}) la struttura per il lock, e lo
611 si esegue (\texttt{\small 41}).
613 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
614 risultato uscendo (\texttt{\small 44-46}) in caso di errore, o stampando un
615 messaggio (\texttt{\small 47-49}) in caso di successo. Infine il programma si
616 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
617 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
618 tutti i blocchi vengono rilasciati.
620 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
621 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
622 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
625 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
629 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
630 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
631 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
632 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
633 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
634 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
637 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
638 Failed lock: Resource temporarily unavailable
641 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
642 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
643 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
644 del file con il comando:
647 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
648 Failed lock: Resource temporarily unavailable
651 se invece blocchiamo una regione con:
654 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
658 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
659 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
660 regioni si sovrappongono avremo che:
663 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
664 Failed lock: Resource temporarily unavailable
667 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
671 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
675 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
676 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
679 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
680 Failed lock: Resource temporarily unavailable
683 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
685 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
686 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
687 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
691 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
694 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
695 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
696 essere acquisito otterremo:
699 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
702 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
703 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
704 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
705 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
708 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
713 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
714 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
715 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
716 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
720 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
724 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
725 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
726 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
727 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
729 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
730 % \label{sec:file_lockf}
732 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
733 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
734 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
735 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
736 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
737 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
738 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
739 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
740 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
745 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
746 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
749 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
750 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
752 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
753 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
755 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
756 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
757 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
759 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
760 che hanno con \funcd{fcntl}.
764 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
765 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
766 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
767 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
768 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
769 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
770 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
771 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
772 ad un valore infinito positivo).
776 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
777 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
778 \label{fig:file_lockf_boundary}
781 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
782 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
783 consentiti sono i seguenti:
785 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
786 \item[\const{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
787 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
788 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
789 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
790 \item[\const{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
791 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
792 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
793 \item[\const{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
794 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
795 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
796 \item[\const{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
797 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
798 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
799 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
800 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
803 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
804 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
805 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
806 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
807 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
808 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
809 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
813 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
814 \label{sec:file_mand_locking}
816 \itindbeg{mandatory~locking}
818 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
819 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
820 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
821 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
822 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
823 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
825 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
826 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} dei permessi dei
827 file. Se si ricorda quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso
828 viene di norma utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene
829 eseguito un programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del
830 permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza
831 permesso di esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory
832 locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In
833 questo modo una combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in
834 quanto senza significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del
835 \textit{mandatory locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare
836 quanto detto in sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit
837 \acr{sgid} viene cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su
838 un file, questo non vale quando esso viene utilizzato per attivare il
839 \textit{mandatory locking}.}
841 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
842 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
843 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
844 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
845 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
846 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
847 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
848 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
849 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
850 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
851 filesystem in fase di montaggio, specificando l'apposita opzione di
852 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione
853 \code{-o mand} per il comando omonimo.
855 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
856 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
857 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
858 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
861 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
862 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
863 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
864 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
865 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
866 direttamente il \textit{file locking}.
868 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
869 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
870 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
871 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
874 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
875 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
876 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
877 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
878 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
880 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
881 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
882 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
883 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
884 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
885 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
886 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
887 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
888 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
890 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
891 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
892 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
893 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
894 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
895 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
896 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
897 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
898 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
899 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
900 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
901 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
902 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
903 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
904 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
905 possibilità di modificare il file.
907 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
908 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
909 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
910 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
911 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
912 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
913 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
914 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
917 \itindend{file~locking}
919 \itindend{mandatory~locking}
922 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
923 \label{sec:file_multiplexing}
926 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
927 su molti file usando le funzioni illustrate in
928 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
929 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
930 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
931 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
932 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
936 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
937 \label{sec:file_noblocking}
939 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
940 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
941 che in certi casi le funzioni di I/O eseguite su un file descritor possono
942 bloccarsi indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i
943 quali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può
944 avvenire per alcuni \index{file!di~dispositivo} file di dispositivo, come ad
945 esempio una seriale o un terminale, o con l'uso di file descriptor collegati a
946 meccanismi di intercomunicazione come le \textit{pipe} (vedi
947 sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In
948 casi come questi ad esempio una operazione di lettura potrebbe bloccarsi se
949 non ci sono dati disponibili sul descrittore su cui la si sta effettuando.
951 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
952 ci si trova ad affrontare nella gestione delle operazioni di I/O: la necessità
953 di operare su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
954 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può
955 avvenire. Un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la
956 problematica in dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati
957 in ingresso prevenienti da vari client.
959 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
960 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
961 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
962 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
963 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
964 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi, quando la conclusione
965 dell'operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
966 ``\textsl{disponibile}'', si potrebbe addirittura arrivare ad un
967 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
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 \itindex{polling}
978 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
979 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
980 che nella gran parte dei casi falliranno.
982 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
983 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
984 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
985 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
986 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
987 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
988 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
991 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
992 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
993 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
994 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
995 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
996 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
999 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
1000 \label{sec:file_select}
1002 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1003 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1004 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1005 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1006 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1007 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, è ed presente con
1008 le \acr{glibc} a partire dalla versione 2.0, in precedenza, con le
1009 \acr{libc4} e le \acr{libc5}, occorreva includere \texttt{sys/time.h},
1010 \texttt{sys/types.h} e \texttt{unistd.h}.}
1013 \fhead{sys/select.h}
1014 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1016 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1017 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1020 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1021 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1023 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1024 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1025 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1026 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1027 o un valore non valido per \param{timeout}.
1029 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1032 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1033 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1034 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1035 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1038 \itindbeg{file~descriptor~set}
1040 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1041 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1042 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1043 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1044 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1045 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1046 opportune macro di preprocessore:
1051 \fhead{sys/select.h}
1052 \fdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1053 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1054 \fdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1055 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1056 \fdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1057 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1058 \fdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1059 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1064 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1065 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1066 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1067 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, nelle
1068 versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso indica le
1069 dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor set}, ed il
1070 suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1071 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1073 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1074 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1075 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili. Allo stesso modo
1076 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1077 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1079 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1080 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1081 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1082 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1083 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
1084 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1085 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni come i
1086 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, (vedi
1087 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1089 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1090 \const{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 \itindex{polling}
1107 \textit{polling} su un gruppo di file descriptor. Usare questo argomento con
1108 tutti i \textit{file descriptor set} vuoti è un modo portabile, disponibile
1109 anche su sistemi in cui non sono disponibili le funzioni avanzate di
1110 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, per tenere un processo in stato di
1111 \textit{sleep} con precisioni inferiori al secondo.
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{multithread} 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
1138 \itindend{file~descriptor~set}
1140 Una volta ritornata la funzione, si potrà controllare quali sono i file
1141 descriptor pronti, ed operare su di essi. Si tenga presente però che
1142 \func{select} fornisce solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni in
1143 cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file descriptor è
1144 pronto, ma l'esecuzione di una operazione di I/O si bloccherebbe: ad esempio
1145 con Linux questo avviene quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono
1146 scartati perché corrotti (ma sono possibili pure altri casi); in tal caso pur
1147 risultando il relativo file descriptor pronto in lettura una successiva
1148 esecuzione di una \func{read} si bloccherebbe. Per questo motivo quando si usa
1149 l'\textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso delle funzioni di
1150 lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1152 Su Linux quando la \textit{system call} \func{select} viene interrotta da un
1153 segnale modifica il valore nella struttura puntata da \param{timeout},
1154 impostandolo al tempo restante. In tal caso infatti si ha un errore di
1155 \errcode{EINTR} ed occorre rilanciare la funzione per proseguire l'attesa, ed
1156 in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
1157 rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia quando si usa codice
1158 scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi
1159 scritti per altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e
1160 ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere questa caratteristica è
1161 disponibile nei sistemi che derivano da System V e non è disponibile per
1162 quelli che derivano da BSD; lo standard POSIX.1-2001 non permette questo
1163 comportamento e per questo motivo le \acr{glibc} nascondono il comportamento
1164 passando alla \textit{system call} una copia dell'argomento \param{timeout}.
1166 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1167 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1168 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1169 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1170 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1171 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1172 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1174 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1175 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1176 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1177 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1178 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1179 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1181 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1182 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1183 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1184 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1185 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1186 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1187 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1188 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1189 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1190 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1191 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1192 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1193 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1194 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1197 \fhead{sys/select.h}
1198 \fdecl{int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds,
1199 fd\_set *exceptfds, \\
1200 \phantom{int pselect(}struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1201 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1204 {La funzione ritorna il numero (anche nullo) di file descriptor che sono
1205 attivi in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
1206 assumerà uno dei valori:
1208 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1210 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1211 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1212 o un valore non valido per \param{timeout}.
1214 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
1218 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1219 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1220 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1221 caso di interruzione. In realtà anche in questo caso la \textit{system call}
1222 di Linux aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1223 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1224 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che
1225 richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.
1227 Rispetto a \func{select} la nuova funzione prende un argomento
1228 aggiuntivo \param{sigmask}, un puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali}
1229 maschera di segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). Nell'esecuzione la
1230 maschera dei segnali corrente viene sostituita da quella così indicata
1231 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e viene poi ripristinata al ritorno
1232 della funzione. L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di
1233 prevenire possibili \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando
1234 oltre alla presenza di dati sui file descriptor come nella \func{select}
1235 ordinaria, ci si deve porre in attesa anche dell'arrivo di un segnale.
1237 Come abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_example} la tecnica classica per
1238 rilevare l'arrivo di un segnale è quella di utilizzare il gestore per
1239 impostare una \index{variabili!globali} variabile globale e controllare questa
1240 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in quell'occasione come
1241 questo lasci spazio a possibili \itindex{race~condition} \textit{race
1242 condition}, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1243 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1244 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1245 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1247 Nel nostro caso il problema si pone quando, oltre al segnale, si devono tenere
1248 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1249 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1250 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1251 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1252 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1253 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1254 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1255 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1257 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1258 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1259 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1260 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1261 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1262 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1263 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1264 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1265 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
1266 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1267 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1268 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1269 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1270 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
1271 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
1273 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1274 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1275 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1276 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1279 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1280 \label{sec:file_poll}
1282 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1283 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta una
1284 interfaccia completamente diversa, basata sulla funzione di sistema
1285 \funcd{poll},\footnote{la funzione è prevista dallo standard XPG4, ed è stata
1286 introdotta in Linux come system call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita
1287 nelle \acr{libc} 5.4.28, originariamente l'argomento \param{nfds} era di
1288 tipo \ctyp{unsigned int}, la funzione è stata inserita nello standard
1289 POSIX.1-2001 in cui è stato introdotto il tipo nativo \type{nfds\_t}.} il
1294 \fdecl{int poll(struct pollfd *ufds, nfds\_t nfds, int timeout)}
1295 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1299 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1300 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1302 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1304 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1305 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1306 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1308 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.}
1311 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1312 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1313 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1314 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1315 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1316 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1317 immediato, e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1318 \textsl{non-bloccante}.
1320 \begin{figure}[!htb]
1321 \footnotesize \centering
1322 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1323 \includestruct{listati/pollfd.h}
1326 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1327 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1328 \label{fig:file_pollfd}
1331 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1332 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1333 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1334 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1335 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1336 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1337 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1340 Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà
1341 ignorata da \func{poll} ed il campo \var{revents} verrà azzerato, questo
1342 consente di eliminare temporaneamente un file descriptor dalla lista senza
1343 dover modificare il vettore \param{ufds}. Dato che i dati in ingresso sono del
1344 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1345 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1346 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1348 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1349 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportate in
1350 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1351 suddivise in tre gruppi principali, nel primo gruppo si sono indicati i bit
1352 utilizzati per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per
1353 l'attività in uscita, infine il terzo gruppo contiene dei valori che vengono
1354 utilizzati solo nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di
1360 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1362 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1365 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1366 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1367 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1368 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1371 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1372 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1373 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1375 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1376 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1377 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1378 socket.\footnotemark\\
1379 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1381 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1384 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1385 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1386 \label{tab:file_pollfd_flags}
1389 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1390 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1391 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1392 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1393 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1394 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1396 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1397 compatibilità con l'implementazione di System V che usa i cosiddetti
1398 ``\textit{stream}''. Si tratta di una interfaccia specifica di SysV non
1399 presente in Linux, che non ha nulla a che fare con gli \textit{stream} delle
1400 librerie standard del C visti in sez.~\ref{sec:file_stream}. Da essa derivano
1401 i nomi di alcune costanti poiché per quegli \textit{stream} sono definite tre
1402 classi di dati: \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In
1403 Linux la distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band}
1404 dei socket (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come
1405 \func{poll} reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1406 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1408 Le costanti relative ai diversi tipi di dati normali e prioritari che fanno
1409 riferimento alle implementazioni in stile System V sono \const{POLLRDNORM},
1410 \const{POLLWRNORM}, \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND}. Le prime due sono
1411 equivalenti rispettivamente a \const{POLLIN} e \const{POLLOUT},
1412 \const{POLLRDBAND} non viene praticamente mai usata su Linux mentre
1413 \const{POLLWRBAND} ha senso solo sui socket. In ogni caso queste costanti sono
1414 utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1415 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.
1417 In caso di successo \func{poll} ritorna restituendo il numero di file (un
1418 valore positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa
1419 richieste o per i quali si è verificato un errore, avvalorando i relativi bit
1420 di \var{revents}. In caso di errori sui file vengono utilizzati i valori della
1421 terza sezione di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} che hanno significato solo
1422 per \var{revents} (se specificati in \var{events} vengono ignorati). Un valore
1423 di ritorno nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore
1424 negativo indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al
1425 solito tramite \var{errno}.
1427 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1428 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1429 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1430 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1431 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1432 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1433 dal loro valore. Infatti, anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1434 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1435 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto ci
1436 si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di memoria.
1438 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1439 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1440 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1441 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1442 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1445 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1446 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1447 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1448 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1449 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1451 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1452 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1453 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1454 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1459 \fdecl{int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds,
1460 const struct timespec *timeout, \\
1461 \phantom{int ppoll(}const sigset\_t *sigmask)}
1463 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file descriptor.}
1466 {La funzione ritorna il numero di file descriptor con attività in caso di
1467 successo, $0$ se c'è stato un timeout e $-1$ per un errore, nel qual caso
1468 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1470 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1472 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1473 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1474 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1476 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.
1480 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1481 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1482 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1483 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1484 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1485 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1486 del seguente codice:
1487 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1489 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1490 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1491 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1492 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la
1493 \textit{system call} che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione
1494 viene interrotta da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come
1495 per \func{pselect} la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera
1496 questo comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout} anche se
1497 in questo caso non esiste nessuno standard che richieda questo comportamento.
1499 Infine anche per \func{poll} e \func{ppoll} valgono le considerazioni relative
1500 alla possibilità di avere delle notificazione spurie della disponibilita di
1501 accesso ai file descriptor illustrate per \func{select} in
1502 sez.~\ref{sec:file_select}, che non staremo a ripetere qui.
1504 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1505 \label{sec:file_epoll}
1509 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1510 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1511 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1512 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1513 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1514 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1515 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1516 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1517 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1519 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1520 eventi al secondo (il caso classico è quello di un server web di un sito con
1521 molti accessi) l'uso di \func{poll} comporta la necessità di trasferire avanti
1522 ed indietro da \textit{user space} a \textit{kernel space} una lunga lista di
1523 strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1524 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1525 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1526 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1527 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1528 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1529 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1531 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1532 specialistiche (come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue} in BSD)
1533 il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
1534 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
1535 così le problematiche appena illustrate. In genere queste prevedono che si
1536 registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto osservazione, e
1537 forniscono un meccanismo che notifica quali di questi presentano attività.
1539 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1540 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1541 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1542 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1543 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1544 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1545 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1546 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1547 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1548 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1549 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1550 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1553 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1554 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1555 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1556 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1557 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1558 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1559 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1560 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1561 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1563 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1564 servizio è chiamata \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da
1565 Davide Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44,
1566 ma la sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66, il supporto
1567 è stato aggiunto nelle \acr{glibc} a partire dalla versione 2.3.2.} anche se
1568 sono state in discussione altre interfacce con le quali effettuare lo stesso
1569 tipo di operazioni; \textit{epoll} è in grado di operare sia in modalità
1570 \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1572 La prima versione di \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file
1573 di dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1574 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia ma poi si è passati all'uso di
1575 apposite \textit{system call}. Il primo passo per usare l'interfaccia di
1576 \textit{epoll} è pertanto quello ottenere detto file descriptor chiamando una
1577 delle due funzioni di sistema \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},
1578 i cui prototipi sono:
1582 \fdecl{int epoll\_create(int size)}
1583 \fdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1585 \fdesc{Apre un file descriptor per \textit{epoll}.}
1587 {Le funzioni ritornano un file descriptor per \textit{epoll} in caso di
1588 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1591 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1592 positivo o non valido per \param{flags}.
1593 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1594 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1595 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1596 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1598 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1604 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1605 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1606 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1607 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1608 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1609 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Una volta che se ne sia
1610 terminato l'uso si potranno rilasciare tutte le risorse allocate chiudendolo
1611 come ogni altro file descriptor 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 \const{EPOLL\_CLOEXEC}, che consente di
1624 impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1625 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si è trattato il significato
1626 di \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1627 necessaria una successiva 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 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1658 \item[\errcode{EPERM}] il file associato a \param{fd} non supporta l'uso di
1664 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1665 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1666 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1667 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1668 delle operazioni cui fanno riferimento.
1673 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1675 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1678 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1679 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1680 controllati tramite \param{epfd}, in
1681 \param{event} devono essere specificate le
1682 modalità di osservazione.\\
1683 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1684 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1686 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1687 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1688 \const{EPOLL\_CTL\_DISABLE}& da fare.\\
1691 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1692 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1693 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1696 % aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE con il kernel 3.7, vedi
1697 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1699 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1700 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1701 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1702 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1703 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1704 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1706 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1707 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1708 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1709 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1710 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1711 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1712 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1713 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1714 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1717 \begin{figure}[!htb]
1718 \footnotesize \centering
1719 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1720 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1723 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1724 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1726 \label{fig:epoll_event}
1729 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1730 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1731 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1732 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1733 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1735 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1736 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1737 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1738 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1739 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1740 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1741 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1742 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1743 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1744 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1745 identificazione del file descriptor.
1750 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1752 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1755 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1756 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1757 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1758 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1759 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1760 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1761 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1763 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1764 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1765 disponibili in lettura (analogo di
1766 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1767 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1769 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1770 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1771 viene comunque riportata in uscita, e non è
1772 necessaria impostarla in ingresso.\\
1773 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1774 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1775 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1776 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1777 triggered} per il file descriptor associato.\\
1778 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1779 descriptor associato (questa modalità è disponibile
1780 solo a partire dal kernel 2.6.2).\\
1783 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1784 \struct{epoll\_event}.}
1785 \label{tab:epoll_events}
1788 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1789 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1790 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1792 % TODO aggiunto EPOLLWAKEUP con il 3.5
1795 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1796 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1797 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1798 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1799 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1800 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1801 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1802 funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1803 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1804 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1805 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1808 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1810 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1811 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1812 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1813 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1814 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1815 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1816 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1818 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1819 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1820 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1821 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1822 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1824 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1825 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1826 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1827 di dati in blocchi separati (questo è tipico con i socket di rete, in quanto i
1828 dati arrivano a pacchetti) può causare una generazione di eventi (ad esempio
1829 segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la condizione è già
1830 stata rilevata (si avrebbe cioè una rottura della logica \textit{edge
1833 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1834 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1835 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1836 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1837 automaticamente disattivato (la cosa avviene contestualmente al ritorno di
1838 \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione) e per essere riutilizzato
1839 dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva chiamata con
1840 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1842 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1843 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1844 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1848 \fdecl{int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1851 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.}
1854 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1855 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1857 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1858 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1859 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1860 della scadenza di \param{timeout}.
1861 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1862 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1867 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1868 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1869 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1870 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1871 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1872 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1873 con l'argomento \param{maxevents}.
1875 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1876 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1877 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1878 indica di non attendere e ritornare immediatamente (anche in questo caso il
1879 valore di ritorno sarà nullo) o il valore $-1$, che indica un'attesa
1880 indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre un intero
1883 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1884 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1885 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1886 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1887 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1888 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1889 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1890 identificare il file descriptor, ed è per questo che, come accennato, è
1891 consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.
1893 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1894 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1895 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1896 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1897 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1898 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1899 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1900 luce delle modifiche.
1902 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1903 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1904 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1905 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1906 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1907 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1908 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1909 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1910 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1911 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1913 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1914 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1915 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1916 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1917 che consenta di reimpostare all'uscita una \index{maschera~dei~segnali}
1918 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1919 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}; in questo caso la
1920 funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funzione è stata
1921 introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di
1922 \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1926 \fdecl{int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1927 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1929 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando
1932 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1933 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori già
1934 visti con \funcd{epoll\_wait}.
1939 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1940 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1941 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1942 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1943 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1944 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1946 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1947 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1948 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1949 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1950 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1951 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1952 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1957 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1958 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1960 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1961 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1962 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1963 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1964 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1965 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1966 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1968 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1969 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1970 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1971 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1972 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1973 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1974 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1975 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1976 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1977 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1979 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1980 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1981 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1982 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1983 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1984 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1985 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}. In sostanza se non ci
1986 fossero i segnali non ci sarebbe da preoccuparsi, fintanto che si effettuano
1987 operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1988 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte e
1989 devono essere riavviate.
1991 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1992 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1993 sincrona dei segnali, con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1994 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1995 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1996 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1997 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1998 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1999 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
2000 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
2001 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
2002 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
2004 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
2005 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
2006 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
2007 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
2008 opportuni file descriptor. Ovviamente si tratta di una funzionalità specifica
2009 di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista da nessuno
2010 standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.
2012 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
2013 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
2014 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
2015 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
2016 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
2017 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
2018 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
2019 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
2020 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
2022 La funzione di sistema che permette di abilitare la ricezione dei segnali
2023 tramite file descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella
2024 riportata è l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono
2025 infatti due versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
2026 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
2027 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
2028 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
2029 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
2030 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
2031 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
2032 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
2035 \fhead{sys/signalfd.h}
2036 \fdecl{int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
2038 \fdesc{Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.}
2041 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2042 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2044 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
2045 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2046 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
2047 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2048 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2049 associati al file descriptor.
2050 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2051 descriptor di \func{signalfd}.
2053 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2058 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2059 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2060 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2061 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2062 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2063 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2064 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2065 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2066 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2068 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2069 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2070 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
2071 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
2072 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
2073 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
2074 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
2075 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
2076 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
2078 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2079 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2080 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2081 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{si ricordi che questo è un
2082 argomento aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal
2083 kernel 2.6.27, per kernel precedenti il valore deve essere nullo.}
2084 L'argomento deve essere specificato come maschera binaria dei valori riportati
2085 in tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2090 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2092 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2095 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2096 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2097 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2098 chiusura automatica del file descriptor nella
2099 esecuzione di \func{exec}.\\
2102 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2103 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2104 \label{tab:signalfd_flags}
2107 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2108 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2109 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2110 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2111 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2112 installato in precedenza). Il blocco non ha invece nessun effetto sul file
2113 descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile pertanto
2114 ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.
2116 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2117 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2118 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2119 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2120 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2122 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2123 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2124 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2125 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2126 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2128 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2129 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2130 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2131 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2132 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2133 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2134 soltanto una volta. Questo significa che tutti i file descriptor su cui è
2135 presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le funzioni di
2136 \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su uno di essi il
2137 segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non saranno più
2138 disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una ulteriore
2139 occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.
2141 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2142 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2143 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2144 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2145 imposto con \func{sigprocmask}.
2147 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2148 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2149 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2150 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2151 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2152 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2153 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2154 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2155 pendenti attraverso una \func{exec}.
2157 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2158 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2159 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2160 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2161 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2162 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2163 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2164 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2166 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2167 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2168 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2169 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2170 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2171 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2172 successivo con \func{fcntl}.
2174 \begin{figure}[!htb]
2175 \footnotesize \centering
2176 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
2177 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2180 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2181 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2182 \label{fig:signalfd_siginfo}
2185 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2186 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2187 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2188 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2189 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2190 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2191 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2192 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2193 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2195 \begin{figure}[!htb]
2196 \footnotesize \centering
2197 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2198 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2201 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2202 \file{FifoReporter.c}.}
2203 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2206 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2207 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2208 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2209 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2210 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2211 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2212 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2213 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2215 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2216 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2217 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2218 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2219 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2220 \texttt{FifoReporter.c}).
2222 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2223 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2224 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2225 (\texttt{\small 12-16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2226 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2227 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2230 Il primo passo (\texttt{\small 19-20}) è la creazione di un file descriptor
2231 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2232 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2233 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2234 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2235 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22-25})
2236 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2237 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2238 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28-29}) di
2239 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2240 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30-33}) dovrà essere aggiunto con
2241 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2243 Occorrerà infine (\texttt{\small 35-38}) creare la \textit{named fifo} se
2244 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39-40}); una
2245 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2246 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2247 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2250 \begin{figure}[!htb]
2251 \footnotesize \centering
2252 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2253 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2256 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2257 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2260 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2261 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2-45}) che si è riportato in
2262 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2263 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2264 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2-3}) la presenza di un file
2265 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait} (si ricordi che entrambi i
2266 file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in osservazioni
2267 per eventi di tipo \const{EPOLLIN}) che si bloccherà fintanto che non siano
2268 stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un segnale.\footnote{per
2269 semplificare il codice non si è trattato il caso in cui \func{epoll\_wait}
2270 viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti quelli che possano
2271 interessare siano stati predisposti per la notifica tramite file descriptor,
2272 per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal programma.}
2274 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2275 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2276 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5-44}) sul numero
2277 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2278 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2279 del file descriptor riconosciuto come pronto, controllando cioè a quale dei
2280 due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2281 \var{events[i].data.fd}.
2283 Il primo condizionale (\texttt{\small 6-24}) è relativo al caso che si sia
2284 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2285 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2286 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2287 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2288 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8-24}) che prosegue fintanto che vi
2289 siano dati da leggere.
2291 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9-14}) se il valore di
2292 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2293 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2294 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2295 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati. Si ricordi infatti come
2296 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2297 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2298 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non vi
2299 saranno più dati da leggere.
2301 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2302 (\texttt{\small 19-20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2303 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf} ed il \textit{pid}
2304 del processo da cui lo ha ricevuto;\footnote{per la stampa si è usato il
2305 vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale corrisponde il nome
2306 del segnale avente il numero corrispondente, la cui definizione si è omessa
2307 dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} per brevità.} inoltre
2308 (\texttt{\small 21-24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2309 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2310 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2313 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26-39}) è invece relativo al caso in
2314 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2315 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2316 letture in un ciclo (\texttt{\small 28-39}) ripetendole fin tanto che la
2317 funzione \func{read} non restituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2318 (\texttt{\small 29-35}). Il procedimento è lo stesso adottato per il file
2319 descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso di
2320 errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si stampa
2321 anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.
2323 Se invece vi sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small
2324 36}) una terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto
2325 (\texttt{\small 37-38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2326 (\texttt{\small 40-44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2327 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2328 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2330 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2331 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2332 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2334 piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./a.out}
2335 FifoReporter starting, pid 4568
2338 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2340 root@hain:~# \textbf{echo prova > /tmp/reporter.fifo}
2348 mentre inviando un segnale:
2350 root@hain:~# \textbf{kill 4568}
2358 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2365 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2373 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2374 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2375 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2376 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2377 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2378 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2379 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2380 timer. In realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd} per
2381 ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia semplifica
2382 notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola \textit{system
2385 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2386 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2387 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2388 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2389 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2390 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2391 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2392 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2393 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione di sistema prevista,
2394 quella che consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui
2398 \fhead{sys/timerfd.h}
2399 \fdecl{int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2401 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2404 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2405 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2407 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2408 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2409 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2410 precedenti il 2.6.27.
2411 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2412 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2413 associati al file descriptor.
2414 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2415 descriptor di \func{signalfd}.
2417 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2421 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2422 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2423 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2424 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2425 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2426 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2427 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2428 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2429 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2430 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2431 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2436 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2438 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2441 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2442 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2443 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2444 chiusura automatica del file descriptor nella
2445 esecuzione di \func{exec}.\\
2448 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2449 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2451 \label{tab:timerfd_flags}
2454 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2455 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2456 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2457 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec} (a meno che
2458 non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2459 \const{TFD\_CLOEXEC}) e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2460 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2461 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2462 timer impostati con le funzioni ordinarie. Si ricordi infatti che, come
2463 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali pendenti nel
2464 padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.
2466 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2467 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2468 periodicità di ripetizione, per farlo si usa una funzione di sistema omologa
2469 di \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2470 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2473 \fhead{sys/timerfd.h}
2474 \fdecl{int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2475 const struct itimerspec *new\_value,\\
2476 \phantom{int timerfd\_settime(}struct itimerspec *old\_value)}
2478 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2481 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2482 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2484 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2486 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2488 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2489 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2490 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2495 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2496 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2497 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2498 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2499 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2500 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2502 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2503 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2504 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2505 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2506 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2507 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2508 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2509 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2510 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2511 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2512 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2514 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2515 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2518 \fhead{sys/timerfd.h}
2519 \fdecl{int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2521 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2524 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2525 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2527 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2529 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2530 con \func{timerfd\_create}.
2531 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2533 ed inoltre nel suo significato generico.
2538 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2539 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2541 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2542 dalla ultima impostazione che può essere usato per leggere le notifiche delle
2543 scadenze dei timer. Queste possono essere ottenute leggendo in maniera
2544 ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2547 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2548 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2549 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2550 % http://lwn.net/Articles/245533/
2551 % http://lwn.net/Articles/267331/
2554 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2555 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2557 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2558 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2559 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2560 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2561 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2562 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2563 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2564 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2565 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2566 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2567 operazioni di I/O volute.
2570 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2571 \label{sec:signal_driven_io}
2573 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2575 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2576 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2577 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2578 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2579 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2580 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2581 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2582 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2583 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2584 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2585 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2586 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2589 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2590 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2591 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2592 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2593 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2594 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2595 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2596 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2597 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2598 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2599 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2602 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2604 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2605 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2606 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2607 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2608 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2609 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2610 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2611 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2612 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2613 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2616 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2617 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2618 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2619 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2620 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2621 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2622 verrebbero notificati una volta sola.
2624 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2625 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2626 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2627 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2628 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2629 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2630 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2632 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2633 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2634 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2635 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2636 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2637 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2638 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2639 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2640 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2642 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2643 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2644 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2645 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2646 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2647 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2648 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2651 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2652 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2653 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2654 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2655 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2656 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2657 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2658 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2659 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2660 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2662 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2664 \itindend{signal~driven~I/O}
2668 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2669 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2671 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2672 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2673 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2674 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2675 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2676 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2677 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2678 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2679 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2680 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2681 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2682 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2683 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2686 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2687 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2688 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2689 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2690 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2691 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2692 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2693 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2694 nessuna funzionalità di notifica.
2696 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2697 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2698 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2699 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2700 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2701 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2702 \itindex{polling} \textit{polling}.
2704 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2705 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2706 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2707 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2708 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2709 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2710 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2712 \itindbeg{file~lease}
2714 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2715 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2716 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2717 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2718 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2720 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2721 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2722 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2723 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2724 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2725 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2726 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2727 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2728 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2729 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2731 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2732 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2733 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2734 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2735 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2736 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2738 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2739 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2740 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2741 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2742 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2743 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2744 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2745 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2750 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2752 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2755 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2756 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2757 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2760 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2761 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2762 \const{F\_GETLEASE}.}
2763 \label{tab:file_lease_fctnl}
2766 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2767 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2768 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2769 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2770 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2771 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2773 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2774 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2775 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2776 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2777 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2778 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2779 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2780 \textit{lease} su qualunque file.
2782 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2783 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2784 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2785 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2786 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2787 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2788 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2789 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2790 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2791 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2792 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2793 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2794 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2795 operazioni di lettura e scrittura.
2797 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2798 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2799 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2800 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2801 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2802 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2803 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2804 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2805 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2806 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2809 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2810 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2811 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2812 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2813 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2814 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2815 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2816 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2817 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2819 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2820 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2821 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2822 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2823 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2824 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2825 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2826 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2827 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2831 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2832 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2833 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2834 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2835 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2836 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2837 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2838 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2839 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2840 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2841 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2842 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2843 \struct{siginfo\_t}.
2845 \itindend{file~lease}
2850 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2852 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2855 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2856 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2857 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2858 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2859 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2860 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2861 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2862 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2863 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2865 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2866 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2867 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2868 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2869 directory (con \func{rename}).\\
2870 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2871 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2873 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2877 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2878 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2879 \label{tab:file_notify}
2882 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2883 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2884 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2885 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2886 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2887 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2888 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2890 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2891 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2892 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2893 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2894 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2895 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2896 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2897 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2898 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2899 specificare un valore nullo.
2903 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2904 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2905 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2906 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2907 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2908 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2909 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2911 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2912 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2913 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2914 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2915 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2916 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2917 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2918 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2919 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2923 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2924 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2925 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2926 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2927 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2928 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2929 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2930 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2931 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2933 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2934 {int inotify\_init(void)}
2936 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2938 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2939 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2941 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2942 \textit{inotify} consentite all'utente.
2943 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2945 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2951 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2952 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2953 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2954 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2955 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2956 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2957 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2958 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2959 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2960 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2961 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2962 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2963 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2964 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2965 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2967 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2968 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2969 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2970 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2971 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
2972 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
2973 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
2974 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
2975 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
2976 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
2977 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
2978 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
2979 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
2981 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2982 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2983 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2984 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2985 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2986 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2987 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2988 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2989 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2991 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2993 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2994 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2996 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2997 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2998 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2999 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
3000 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
3002 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
3005 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
3006 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
3007 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
3008 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
3009 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
3010 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
3011 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
3012 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
3013 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
3014 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
3015 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
3016 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3017 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
3018 un solo file descriptor.
3020 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
3021 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
3022 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
3023 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
3024 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
3025 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
3026 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
3027 flag della prima parte.
3032 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
3034 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
3037 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
3039 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
3040 dell'\itindex{inode} \textit{inode}
3041 (o sugli attributi estesi, vedi
3042 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
3043 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3045 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3047 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
3048 directory in una directory sotto
3050 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3051 directory in una directory sotto
3053 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3054 directory) sotto osservazione.\\
3055 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3056 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3057 directory) sotto osservazione.\\
3058 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3059 directory sotto osservazione.\\
3060 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3061 directory sotto osservazione.\\
3062 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3064 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3065 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3066 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3067 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3068 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3069 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3070 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3074 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3075 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3076 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3077 \label{tab:inotify_event_watch}
3080 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3081 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3082 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3083 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3084 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3085 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3086 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3087 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3088 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3093 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3095 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3098 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3100 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3101 nell'argomento \param{mask}, invece di
3103 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3104 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3106 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3107 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3108 quelli per i file che contiene.\\
3111 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3112 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3113 modalità di osservazione.}
3114 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3117 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3118 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3119 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3120 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3121 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3123 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3124 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3125 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3126 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3127 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3128 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3129 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3130 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3131 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3133 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3134 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3135 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3136 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3137 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3138 sarà più notificato.
3140 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3141 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3142 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3143 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3144 la eventuale rimozione dello stesso.
3146 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3147 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3149 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3150 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3152 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3154 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3155 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3157 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3159 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3160 non è associato ad una coda di notifica.
3165 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3166 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3167 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3168 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3169 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3170 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3171 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3172 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3173 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3174 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3175 \func{inotify\_rm\_watch}.
3177 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3178 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3179 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3180 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3181 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3182 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3183 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3184 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3186 \begin{figure}[!htb]
3187 \footnotesize \centering
3188 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3189 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3192 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3193 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3194 \label{fig:inotify_event}
3197 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3198 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3199 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3200 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3201 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3202 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3203 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3204 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3205 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3206 il numero di file che sono cambiati.
3208 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3209 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3210 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3211 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3212 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3213 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3214 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3215 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3216 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3217 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3218 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3223 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3225 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3228 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3229 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3230 che in maniera implicita per la rimozione
3231 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3232 filesystem su cui questo si trova.\\
3233 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3234 (consente così di distinguere, quando si pone
3235 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3236 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3238 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3239 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3240 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3241 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3242 osservazione è stato smontato.\\
3245 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3246 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3247 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3250 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3251 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3252 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3253 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3254 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3255 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3257 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3258 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3259 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3260 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3261 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3263 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3264 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3265 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3266 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3267 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3268 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3269 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3270 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3271 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3272 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3273 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3274 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3276 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3277 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3278 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3279 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3280 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3281 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3283 \begin{figure}[!htbp]
3284 \footnotesize \centering
3285 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3286 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3289 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3290 \label{fig:inotify_monitor_example}
3293 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3294 programma inizia controllando (\texttt{\small 11-15}) che sia rimasto almeno
3295 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3296 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3297 passa (\texttt{\small 16-20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3298 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3301 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21-30}) alla coda di
3302 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3303 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3304 (\texttt{\small 22-29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3305 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3306 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3307 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3308 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3309 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3310 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3312 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3313 (\texttt{\small 32-56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3314 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3315 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3316 si saranno verificati eventi.
3318 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3319 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3320 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3321 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3322 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3323 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3324 errore di lettura (\texttt{\small 35-40}) il programma esce con un messaggio
3325 di errore (\texttt{\small 37-39}), a meno che non si tratti di una
3326 interruzione della \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si
3329 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3330 43-52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3331 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3332 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3333 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3334 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3335 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3336 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3337 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3338 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3339 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3340 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3342 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3343 si stampa (\texttt{\small 47-49}); si noti come in questo caso si sia
3344 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3345 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3346 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3347 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3348 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3349 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3350 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3351 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3352 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3353 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3354 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3355 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3357 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3358 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3361 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ \textbf{./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/}
3363 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3366 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3371 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3372 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3373 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3374 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3375 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3376 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3377 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3378 tale evenienza non si verificherà mai.
3380 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3381 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3382 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3383 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3384 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3385 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3386 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3387 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3388 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3389 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3390 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3391 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3392 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3393 chiamata di \func{read}.
3395 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3396 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3397 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3398 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3399 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3400 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3401 raggruppati in un solo evento.
3405 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3406 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3409 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3410 \label{sec:file_asyncronous_io}
3412 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3413 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3416 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3417 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3418 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3419 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3420 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3421 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3422 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3424 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3425 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3426 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente),
3427 essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor
3428 per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.
3429 Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono
3430 vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3431 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3434 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3435 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3436 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3437 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3438 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3439 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3440 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3443 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3444 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3445 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3446 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3447 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3448 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3449 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3451 \begin{figure}[!htb]
3452 \footnotesize \centering
3453 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3454 \includestruct{listati/aiocb.h}
3457 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3459 \label{fig:file_aiocb}
3462 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3463 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3464 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3465 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3466 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3467 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3468 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3469 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3470 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3471 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3472 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3473 del blocco di dati da trasferire.
3475 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3476 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3477 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3478 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3479 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3480 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3481 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3482 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3483 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3484 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3485 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3487 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3488 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3489 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3490 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3491 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3493 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3494 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3495 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3496 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3500 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3501 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3503 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3504 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3507 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3508 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3510 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3511 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3512 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3513 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3514 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3519 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3520 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3521 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3522 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3523 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3524 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3525 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3526 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3529 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3530 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3531 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3532 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3533 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3534 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3535 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3536 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3537 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3539 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3540 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3541 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3542 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3543 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3544 errore; il suo prototipo è:
3545 \begin{prototype}{aio.h}
3546 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3548 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3551 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3552 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3556 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3557 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3558 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3559 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3560 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3561 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3562 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3563 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3564 \func{write} e \func{fsync}.
3566 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3567 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3568 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3569 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3571 \begin{prototype}{aio.h}
3572 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3574 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3577 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3581 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3582 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3583 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3584 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3585 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3587 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3588 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3589 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare
3590 sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di
3591 I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3594 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3595 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3596 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3597 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3599 \begin{prototype}{aio.h}
3600 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3602 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3604 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3605 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3606 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3609 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3610 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3611 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3612 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3613 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3614 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3615 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3616 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3618 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3619 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3620 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3621 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3622 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3624 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3625 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3626 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3627 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3629 \begin{prototype}{aio.h}
3630 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3632 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3635 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3636 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3637 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3641 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3642 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3643 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3644 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3645 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3646 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3647 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3648 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3649 \headfile{aio.h}) sono tre:
3650 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3651 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3652 cancellazione sono state già completate,
3654 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3657 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3658 corso e non sono state cancellate.
3661 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3662 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3663 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3664 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3665 del loro avvenuto completamento.
3667 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3668 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3669 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3670 specifica operazione; il suo prototipo è:
3671 \begin{prototype}{aio.h}
3672 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3675 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3676 operazioni specificate da \param{list}.
3678 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3679 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3682 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3684 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3685 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3690 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3691 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3692 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3693 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3694 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3695 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3696 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3697 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3698 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3700 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3701 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3702 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3703 \begin{prototype}{aio.h}
3704 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3707 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3708 secondo la modalità \param{mode}.
3710 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3711 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3713 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3715 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3716 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3717 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3718 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3719 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3724 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3725 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3726 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3727 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3728 che può prendere i valori:
3729 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3730 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3731 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3732 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3734 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3735 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3736 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3737 quelle non completate.
3739 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3740 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3741 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3742 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3743 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3744 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3745 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3748 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3749 \label{sec:file_advanced_io}
3751 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3752 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3753 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3754 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3755 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3756 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3760 \subsection{File mappati in memoria}
3761 \label{sec:file_memory_map}
3763 \itindbeg{memory~mapping}
3764 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3765 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3766 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3767 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3768 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3769 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3773 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3774 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3775 mappatura in memoria di un file.}
3776 \label{fig:file_mmap_layout}
3779 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3780 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3781 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3782 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3783 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3784 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3785 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3786 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3787 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3788 \textsl{memoria mappata su file}.
3790 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3791 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3792 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3793 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3794 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3795 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3798 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3799 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3800 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3801 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3802 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3803 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3806 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3807 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3808 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3809 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3810 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3812 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3813 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3814 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3819 \headdecl{sys/mman.h}
3821 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3824 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3826 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3827 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3828 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3830 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3831 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3832 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3833 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3834 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3835 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3836 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3837 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3838 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3839 dimensione delle pagine).
3840 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3841 \param{fd} è aperto in scrittura.
3842 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3843 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3844 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3845 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3846 numero di mappature possibili.
3847 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3849 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3850 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3851 l'opzione \texttt{noexec}.
3852 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3853 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3858 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3859 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3860 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3861 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3866 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3868 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3871 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3872 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3873 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3874 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3877 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3878 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3879 \label{tab:file_mmap_prot}
3882 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3883 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3884 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3885 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3886 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3887 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3888 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3889 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3890 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3891 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3892 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3893 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3895 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3896 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3897 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3898 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3899 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3900 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3905 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3907 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3910 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3911 da \param{start}, se questo non può essere usato
3912 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3913 valore di \param{start} deve essere allineato
3914 alle dimensioni di una pagina.\\
3915 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3916 riportati sul file e saranno immediatamente
3917 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3918 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3919 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3920 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3921 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3922 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3923 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3924 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3925 privata cui solo il processo chiamante ha
3926 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3927 il meccanismo del \textit{copy on
3928 write} \itindex{copy~on~write} e
3929 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3930 specificato se i cambiamenti sul file originale
3931 vengano riportati sulla regione
3932 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3933 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3934 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3935 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3936 scrittura sul file dovevano fallire con
3937 \errcode{ETXTBSY}).\\
3938 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3939 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3940 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3941 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3943 modifiche fatte alla regione mappata, in
3944 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3945 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3946 un \signal{SIGSEGV}.\\
3947 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3949 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3950 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3951 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3952 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3953 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3954 ignorati.\footnotemark\\
3955 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3956 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3957 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3958 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3959 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3960 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3961 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3962 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3963 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3964 necessarie alla mappatura.\\
3965 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3966 non causa I/O.\footnotemark\\
3967 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3968 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3970 % \const{MAP\_HUGETLB}& da trattare.\\
3971 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
3972 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
3976 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3977 \label{tab:file_mmap_flag}
3980 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3983 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3984 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3985 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3986 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3988 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3989 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3990 parleremo più avanti.}
3992 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3993 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3994 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3995 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3996 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3997 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
3998 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
4001 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
4002 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
4003 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
4004 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
4005 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
4006 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
4007 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
4008 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
4010 \begin{figure}[!htb]
4012 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
4013 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
4014 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
4015 \label{fig:file_mmap_boundary}
4018 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
4019 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
4020 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
4021 bordo della pagina successiva.
4023 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
4024 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
4025 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
4026 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
4027 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
4030 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
4031 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
4032 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
4033 quella della mappatura in memoria.
4035 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
4036 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
4037 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
4038 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
4039 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
4041 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
4042 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
4043 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
4044 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
4045 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
4046 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
4047 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
4048 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
4049 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
4050 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
4054 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4055 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4056 alla lunghezza richiesta.}
4057 \label{fig:file_mmap_exceed}
4060 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4061 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4062 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4063 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4064 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4065 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4066 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4067 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4070 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4071 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4072 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4073 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4074 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4075 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4076 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4077 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4078 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4080 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4081 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
4082 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
4083 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
4084 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
4085 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
4086 sistema della memoria virtuale.
4088 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
4089 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4090 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4091 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4092 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4094 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4095 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4096 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4097 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4098 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4099 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4102 \headdecl{sys/mman.h}
4104 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4106 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4108 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4109 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4111 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4112 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4114 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4115 precedentemente mappata.
4120 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4121 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4122 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4123 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4124 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4125 del file aggiornato.
4131 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4133 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4136 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4137 quando questa è stata completata.\\
4138 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4139 non attendendo che questa sia finita.\\
4140 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4141 in memoria così da rendere necessaria una
4142 rilettura immediata delle stesse.\\
4145 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4146 \label{tab:file_mmap_msync}
4149 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4150 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4151 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4152 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4153 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4154 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4155 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4156 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4157 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4159 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4160 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4163 \headdecl{sys/mman.h}
4165 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4167 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4169 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4170 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4172 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4173 precedentemente mappata.
4178 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4179 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4180 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4181 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4182 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4183 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4184 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4185 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4186 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4188 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4189 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4190 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4191 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4192 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4194 % \headdecl{unistd.h}
4195 \headdecl{sys/mman.h}
4197 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4199 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4202 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4203 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4205 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4206 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4207 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4208 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4209 ha solo accesso in lettura.
4210 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4211 % necessarie all'interno del kernel.
4212 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4215 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4220 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4221 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4222 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4223 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4224 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4225 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4227 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4228 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4229 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4230 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4233 \headdecl{sys/mman.h}
4235 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4236 new\_size, unsigned long flags)}
4238 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4240 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4241 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4242 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4245 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4247 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4248 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4249 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4250 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4251 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4252 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4253 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4259 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4260 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4261 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4262 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4263 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4264 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4265 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4266 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4267 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4268 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4269 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4270 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4272 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4273 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4274 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4275 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4276 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4277 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4278 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4280 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4281 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4282 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4283 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4284 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4285 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4287 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4288 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4289 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4290 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4291 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4292 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4293 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4294 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4295 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4296 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4297 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4299 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4300 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4301 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4302 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4303 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4304 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4305 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4306 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4307 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4308 \textit{memory mapping}.
4310 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4311 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4312 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4313 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4314 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4315 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4316 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4317 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4319 \headdecl{sys/mman.h}
4321 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4322 ssize\_t pgoff, int flags)}
4324 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4326 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4327 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4329 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4330 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4331 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4336 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4337 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4338 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4339 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4340 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4341 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4344 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4345 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4346 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4347 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4348 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4349 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4350 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4351 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4353 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4354 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4355 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4356 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4357 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4358 \textit{memory mapping}.
4360 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4361 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4362 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4363 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4364 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4365 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4366 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4367 interessate dal \textit{memory mapping}.
4369 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4370 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4371 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4372 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4373 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4374 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4375 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4376 \const{MAP\_POPULATE}.
4378 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4379 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4380 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4381 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4382 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4383 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4384 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4386 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4387 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4388 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4389 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4390 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4391 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4393 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4394 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4395 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4396 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4397 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4398 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4400 \headdecl{sys/mman.h}
4402 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4404 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4406 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4407 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4409 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4410 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4411 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4412 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4413 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4414 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4415 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4416 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4417 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4418 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4421 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4425 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4426 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4427 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4428 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4429 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4430 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4431 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4432 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4433 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4434 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4435 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4436 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4441 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4443 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4446 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4447 di default usato quando non si è chiamato
4449 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4450 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4451 anticipata con il meccanismo del
4452 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4453 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4454 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4455 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4456 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4457 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4458 scartare immediatamente le pagine una volta che
4459 queste siano state lette.\\
4460 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4461 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4462 deve essere incentivata.\\
4463 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4464 futuro, pertanto le pagine possono essere
4465 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4466 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4467 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4468 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4470 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4471 relativo supporto sottostante; è supportato
4472 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4473 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4474 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4475 ereditato dal processo figlio dopo una
4476 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4477 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4478 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4479 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4480 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4481 causare problemi per l'hardware che esegue
4482 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4483 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4484 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4485 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4486 principalmente ad uso dei sistemi di
4487 virtualizzazione).\footnotemark\\
4490 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4491 \label{tab:madvise_advice_values}
4494 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4497 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4498 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4499 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4500 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4501 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4502 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4503 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4504 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4505 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4506 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4508 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4509 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4510 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4511 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4512 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4513 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4514 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4515 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4516 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4518 \itindend{memory~mapping}
4521 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4522 \label{sec:file_multiple_io}
4524 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4525 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4526 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4527 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4528 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4529 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4530 contare sulla atomicità delle operazioni.
4532 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4533 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4534 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4535 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4536 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4537 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4538 relativi prototipi sono:
4540 \headdecl{sys/uio.h}
4542 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4543 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4545 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4547 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4548 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4549 assumerà uno dei valori:
4551 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4552 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4553 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4554 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4555 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4556 non ci sono dati in lettura.
4557 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4559 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4560 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4561 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4562 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4565 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4566 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4567 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4568 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4569 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4571 \begin{figure}[!htb]
4572 \footnotesize \centering
4573 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4574 \includestruct{listati/iovec.h}
4577 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4579 \label{fig:file_iovec}
4582 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4583 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4584 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4585 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4586 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4587 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4588 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4589 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4590 specificati nel vettore \param{vector}.
4592 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4593 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4594 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4595 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4596 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4597 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4598 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4599 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4601 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4602 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4603 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4604 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4605 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4606 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4607 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4609 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4610 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4611 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4612 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4613 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4614 corrispondenti a quanto aspettato.
4616 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4617 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4618 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4619 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4620 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4621 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4622 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4623 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4624 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4625 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4626 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4627 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4628 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4630 \headdecl{sys/uio.h}
4632 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4634 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4637 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4640 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4641 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4642 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4643 per \var{errno} anche i valori:
4645 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4646 usato come \type{off\_t}.
4647 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4652 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4653 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4654 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4655 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4656 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4657 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4659 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4660 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4661 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4662 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4663 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4664 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4668 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4670 \label{sec:file_sendfile_splice}
4672 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4673 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4674 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4675 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4677 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4678 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4679 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4680 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4681 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4682 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4683 questo tipo di situazioni.
4685 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4686 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4687 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4688 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4689 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4690 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4691 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4692 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4693 di \funcd{sendfile} è:
4695 \headdecl{sys/sendfile.h}
4697 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4700 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4702 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4703 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4706 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4707 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4708 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4709 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4711 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4712 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4715 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4719 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4720 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4721 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4722 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4723 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4726 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4727 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4728 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4729 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4730 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4731 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4732 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4733 letti da \param{in\_fd}.
4735 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4736 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4737 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4738 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4739 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4740 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4741 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4742 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4743 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4744 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4745 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4746 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4747 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4748 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4749 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4751 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4752 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4753 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4754 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4755 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4756 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4757 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4758 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4759 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4760 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4761 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4762 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4763 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4764 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4765 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4766 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4768 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4769 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4770 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4771 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4772 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4773 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4774 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4776 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4777 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4778 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4779 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4780 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4781 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4782 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4783 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4784 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4785 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4786 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4787 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4788 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4789 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4790 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4791 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4792 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4793 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4794 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4796 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4797 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4798 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4799 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4800 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4801 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4802 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4803 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4804 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4805 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4806 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4807 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4808 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4809 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4810 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4811 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4814 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4815 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4816 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4817 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4818 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4819 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4820 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4821 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4822 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4823 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4824 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4829 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4830 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4832 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4834 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4835 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4838 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4839 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4840 aperti in lettura o scrittura.
4841 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4842 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4843 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4844 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4846 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4848 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4849 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4854 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4855 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4856 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4857 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4858 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4859 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4860 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4861 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4863 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4864 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4865 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4866 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4867 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4868 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4869 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4870 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4871 il suddetto file in modalità non bloccante).
4873 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4874 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4875 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4876 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4877 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4878 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4879 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4880 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4881 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4882 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4883 specificato come valore non nullo.
4885 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4886 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4887 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4888 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4889 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4890 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4891 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4896 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4898 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4901 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4902 di memoria contenenti i dati invece di
4903 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4905 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4906 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4907 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4908 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4909 questo significa che la funzione potrà
4910 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4911 file descriptor (a meno che anch'essi non
4912 siano stati aperti in modalità non
4914 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4915 ulteriori dati in una \func{splice}
4916 successiva, questo è un suggerimento utile
4917 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4918 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4919 solo da \func{splice}, potrà essere
4920 implementato in futuro anche per
4921 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4922 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4923 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4924 se impostato una seguente \func{splice} che
4925 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4926 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4927 essere copiate; per usare questa opzione i
4928 dati dovranno essere opportunamente allineati
4929 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4930 memoria. Viene usato soltanto da
4934 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4935 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4937 \label{tab:splice_flag}
4940 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4941 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4942 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4943 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4944 saranno comunque copiate.}
4946 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4947 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4948 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4949 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4950 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4952 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4953 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4956 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4957 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4958 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4959 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4960 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4961 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4962 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4964 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4965 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4966 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4967 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4968 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4972 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4973 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4974 \label{fig:splicecp_data_flux}
4977 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4978 (\texttt{\small 13-16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4979 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4980 (\texttt{\small 18-22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23-27}) ed
4981 infine (\texttt{\small 28-31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4983 \begin{figure}[!htbp]
4984 \footnotesize \centering
4985 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
4986 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4989 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4991 \label{fig:splice_example}
4994 Il ciclo principale (\texttt{\small 33-58}) inizia con la lettura dal file
4995 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34-35}), in questo
4996 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4997 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4998 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4999 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
5000 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
5001 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
5003 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
5004 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
5005 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
5006 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
5007 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
5008 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
5009 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
5010 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37-44}) c'è stato un
5011 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
5012 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
5013 (\texttt{\small 41-43}).
5015 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
5016 (\texttt{\small 45-57}); questo inizia (\texttt{\small 46-47}) con la
5017 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
5018 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
5019 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
5020 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
5021 del file di destinazione.
5023 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
5024 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
5025 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
5026 (\texttt{\small 48-55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
5027 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
5028 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
5029 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
5030 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
5031 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
5032 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
5033 presenti sul buffer.
5035 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
5036 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
5037 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
5038 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
5039 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
5041 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
5042 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
5043 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
5044 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
5045 genere di migliorare le prestazioni.
5047 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
5048 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
5049 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
5050 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
5051 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5052 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5054 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5055 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5056 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5060 \headdecl{sys/uio.h}
5062 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
5063 nr\_segs, unsigned int flags)}
5065 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
5067 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5068 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5071 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5072 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5073 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5074 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5075 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5081 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5082 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5083 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5084 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5085 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5086 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5087 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5088 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5089 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5090 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5091 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5092 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5094 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5095 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5096 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5097 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5098 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5099 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5100 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5101 eseguire una copia dei dati che contengono.
5103 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5104 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5105 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5106 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5107 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5108 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5112 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5115 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5117 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5118 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5121 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5122 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5123 stessa \textit{pipe}.
5124 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5130 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5131 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5132 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5133 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5134 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5135 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5136 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5137 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5138 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5139 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5140 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5141 funzione non bloccante.
5143 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5144 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5145 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5146 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5147 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5148 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5149 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5150 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5151 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5152 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5153 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5154 allegati alla guida.
5156 \begin{figure}[!htbp]
5157 \footnotesize \centering
5158 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5159 \includecodesample{listati/tee.c}
5162 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5163 standard input sullo standard output e su un file.}
5164 \label{fig:tee_example}
5167 La prima parte del programma (\texttt{\small 10-35}) si cura semplicemente di
5168 controllare (\texttt{\small 11-14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5169 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15-19}) e che sia lo
5170 standard input (\texttt{\small 20-27}) che lo standard output (\texttt{\small
5171 28-35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5173 Il ciclo principale (\texttt{\small 37-58}) inizia con la chiamata a
5174 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5175 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5176 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5177 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5178 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5179 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5180 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42-44}) o si stampa un messaggio
5181 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44-47}).
5183 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5184 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5185 scrittura (\texttt{\small 50-58}) in cui si ripete una chiamata a
5186 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5187 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5188 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5189 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5191 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5192 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5193 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5194 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5195 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5196 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5197 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5198 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5199 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5200 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5201 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5202 copiati i puntatori.
5204 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5207 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5208 \label{sec:file_fadvise}
5210 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5211 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5212 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5213 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5214 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5215 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5217 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5218 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5219 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5220 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5221 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5222 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5223 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5226 \itindbeg{read-ahead}
5228 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5229 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5230 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5231 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5232 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5233 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5234 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5238 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5240 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5242 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5243 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5245 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5246 valido o non è aperto in lettura.
5247 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5248 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5253 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5254 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5255 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5256 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5257 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5258 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5259 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5261 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5262 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5263 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5264 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5265 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5266 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5267 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5268 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5269 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5271 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5272 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5273 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5274 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5275 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5276 nelle operazioni successive.
5278 \itindend{read-ahead}
5280 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5281 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5282 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5283 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5284 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5285 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5286 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5287 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5288 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5289 valore di almeno 600, è:
5293 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5295 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5297 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5298 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5300 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5302 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5303 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5304 (come una pipe o un socket).
5305 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5306 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5311 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5312 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5313 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5314 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5315 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5316 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5317 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5318 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5319 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5320 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5321 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5322 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5323 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5324 che utilizza semplicemente l'informazione.
5329 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5331 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5334 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5335 riguardo le modalità di accesso, il
5336 comportamento sarà identico a quello che si
5337 avrebbe senza nessun avviso.\\
5338 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5339 accedere ai dati specificati in maniera
5340 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5342 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5343 completamente causale.\\
5344 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5345 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5346 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5349 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5350 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5352 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5355 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5356 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5357 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5358 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5359 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5360 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5361 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5362 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5363 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5364 riportarsi al comportamento di default.
5366 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5367 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5368 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5369 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5370 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5371 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5372 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5373 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5374 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5376 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5377 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5378 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5379 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5380 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5381 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5382 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5383 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5385 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5386 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5387 specifica per le operazioni di scrittura,
5388 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5389 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5390 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5391 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5396 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5398 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5400 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5401 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5402 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5404 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5405 valido o non è aperto in scrittura.
5406 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5408 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5409 la dimensione massima consentita per un file.
5410 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5412 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5414 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5419 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5420 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5421 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5422 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5423 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5424 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5425 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5426 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5428 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5429 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5430 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5431 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5432 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5433 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5434 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5435 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5436 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5437 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5438 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5439 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5440 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5442 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5443 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5444 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5445 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5446 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5447 diventa effettivamente disponibile.
5449 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5450 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5451 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5452 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5453 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5454 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5455 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5456 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5457 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5458 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5460 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5461 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5462 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5463 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5464 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5465 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5466 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5468 \headdecl{linux/fcntl.h}
5470 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5472 Prealloca dello spazio disco per un file.
5474 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5475 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5477 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5478 valido aperto in scrittura.
5479 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5480 dimensioni massime di un file.
5481 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5482 minore o uguale a zero.
5483 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5485 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5486 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5487 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5488 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5489 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5491 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5495 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5496 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5497 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5498 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5499 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5500 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5501 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5502 dimensione corrente.
5504 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5505 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5506 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5507 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5510 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5511 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5513 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5514 % http://lwn.net/Articles/432757/
5517 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5518 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5519 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5520 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5521 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5522 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5523 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5524 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5525 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5526 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5527 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5528 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5529 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5530 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5531 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5532 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5533 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5534 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5535 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5536 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5537 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5538 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5539 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5540 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5541 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5542 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5543 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5544 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5545 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5546 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5547 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5548 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5549 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5550 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5551 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5552 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5553 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5554 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5555 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5556 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5557 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5558 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5559 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5560 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5561 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5562 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5563 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5564 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5565 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5566 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5567 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5568 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5569 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5570 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5571 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5574 %%% Local Variables:
5576 %%% TeX-master: "gapil"
5578 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5579 % LocalWords: message kill received means exit