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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
54 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
85 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
88 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
89 \label{sec:file_select}
91 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
92 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
93 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
94 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
95 \funcd{select}, il cui prototipo è:
98 \headdecl{sys/types.h}
100 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
101 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
106 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
107 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
108 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
113 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
114 o un valore non valido per \param{timeout}.
116 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
120 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
121 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
122 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
123 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
126 \itindbeg{file~descriptor~set}
128 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
129 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
130 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
131 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
132 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
133 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
134 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
136 \headdecl{sys/time.h}
137 \headdecl{sys/types.h}
139 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
140 Inizializza l'insieme (vuoto).
142 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
143 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
145 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
146 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
148 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
149 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
152 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
153 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
154 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
155 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
156 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
157 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
158 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
159 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
160 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
161 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
162 dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo usare
163 \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore eccede
164 \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
166 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
167 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
168 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
169 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
170 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
171 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
172 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
173 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
174 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
175 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
176 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
177 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
178 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
180 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
181 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
182 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
183 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
184 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
185 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
186 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
187 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
188 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
189 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
190 comune.} Infine l'argomento \param{timeout} specifica un tempo massimo di
191 attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione
192 attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una
193 struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
194 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
196 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
197 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
198 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
199 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
200 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
201 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
202 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
203 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
204 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
207 \itindend{file~descriptor~set}
209 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
210 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
211 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
212 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
213 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
214 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
215 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
216 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
218 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
219 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
220 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
221 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
222 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
223 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
224 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
225 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
226 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
227 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
228 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
230 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
231 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
232 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
233 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
234 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
235 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
236 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
238 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
239 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
240 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
241 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
242 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
243 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
245 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
246 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
247 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
248 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
249 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
250 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
251 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
252 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
253 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
254 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
255 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
256 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
257 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
258 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
259 \begin{prototype}{sys/select.h}
260 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
261 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
263 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
266 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
267 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
268 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
270 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
272 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
273 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
274 o un valore non valido per \param{timeout}.
276 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
279 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
280 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
281 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
282 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
283 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
284 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
285 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
286 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
287 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
288 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
289 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
292 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
293 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
294 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
295 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
296 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
297 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
298 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
299 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
300 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
301 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
303 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
304 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
305 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
306 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
307 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
308 \includecodesnip{listati/select_race.c}
309 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
310 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
311 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
313 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
314 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
315 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
316 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
317 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
318 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
319 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
320 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
321 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
322 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
323 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
324 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
325 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
326 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
327 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
328 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
329 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
330 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
331 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
334 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
335 \label{sec:file_poll}
337 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
338 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
339 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
340 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
341 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
343 \begin{prototype}{sys/poll.h}
344 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
346 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
349 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
350 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
351 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
353 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
355 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
356 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
357 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
359 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
362 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
363 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
364 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
365 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
366 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
367 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
368 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
369 \textsl{non-bloccante}).
371 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
372 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
373 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
374 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
375 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
376 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
377 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
378 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
379 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
380 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
381 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
382 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
385 \footnotesize \centering
386 \begin{minipage}[c]{15cm}
387 \includestruct{listati/pollfd.h}
390 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
391 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
392 \label{fig:file_pollfd}
395 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
396 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
397 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
398 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
399 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
400 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
401 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
406 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
408 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
411 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
412 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
413 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
414 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
417 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
418 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
419 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
421 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
422 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
423 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
425 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
428 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
429 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
430 \label{tab:file_pollfd_flags}
433 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
434 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
435 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
436 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
437 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
438 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
439 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
440 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
441 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
442 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
443 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
444 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
445 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
446 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
447 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
448 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
450 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
451 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
452 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
453 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
454 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
455 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
458 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
459 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
460 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
461 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
462 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
463 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
464 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
465 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
466 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
467 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
470 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
471 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
472 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
473 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
474 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
477 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
478 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
479 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
480 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
481 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
483 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
484 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
485 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
486 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
488 \begin{prototype}{sys/poll.h}
489 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
490 const sigset\_t *sigmask)}
492 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
495 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
496 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
497 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
499 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
501 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
502 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
503 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
505 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
508 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
509 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
510 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
511 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
512 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
513 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
514 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
516 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
517 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
518 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
519 risultati illustrati in precedenza.
522 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
523 \label{sec:file_epoll}
527 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
528 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
529 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
530 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
531 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
532 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
533 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
534 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
535 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
537 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
538 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
539 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
540 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
541 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
542 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
543 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
544 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
545 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
546 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
547 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
549 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
550 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
551 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
552 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
553 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
554 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
555 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
558 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
559 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
560 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
561 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
562 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
563 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
564 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
565 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
566 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
567 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
568 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
569 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
572 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
573 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
574 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
575 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
576 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
577 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
578 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
579 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
580 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
582 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
583 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
584 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
585 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
586 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
587 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
588 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
589 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
590 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
591 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
592 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
594 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
595 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
596 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
597 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
598 file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}. Il
599 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
600 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
601 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
602 {int epoll\_create(int size)}
604 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
606 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
607 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
609 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
611 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
613 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
619 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
620 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
621 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
622 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
623 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
624 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
625 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
626 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
627 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
629 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
630 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
631 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
632 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
633 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
634 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
636 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
638 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
639 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
641 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
643 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
644 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
645 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
646 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
647 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
648 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
649 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
650 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
651 l'operazione richiesta.
652 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
657 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
658 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
659 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
660 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
661 delle operazioni cui fanno riferimento.
666 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
668 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
671 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
672 \param{fd} alla lista dei file descriptor
673 controllati tramite \param{epfd}, in
674 \param{event} devono essere specificate le
675 modalità di osservazione.\\
676 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& modifica le modalità di osservazione del file
677 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
679 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
680 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
683 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
684 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
685 \label{tab:epoll_ctl_operation}
688 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
689 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
690 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
691 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
692 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
693 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
695 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
696 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
697 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD} per le quali serve ad
698 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
699 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con
700 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
701 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
702 partire dal 2.6.9 si può specificare anche anche un valore \texttt{NULL}.}
705 \footnotesize \centering
706 \begin{minipage}[c]{15cm}
707 \includestruct{listati/epoll_event.h}
710 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
711 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
713 \label{fig:epoll_event}
716 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
717 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
718 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
719 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
720 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}; il primo campo,
721 \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit corrisponde o ad un
722 tipo di evento, o una modalità di notifica. Detto campo deve essere
723 specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
724 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
725 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
726 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
727 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
732 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
734 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
737 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
738 (analogo di \const{POLLIN}).\\
739 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
740 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
741 \const{EPOLLRDHUP} & l'altro capo di un socket di tipo
742 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
743 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
744 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
745 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
746 disponibili in lettura (analogo di
747 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
748 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
750 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
751 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
752 viene comunque riportata in uscita, e non è
753 necessaria impostarla in ingresso.\\
754 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
755 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
756 triggered} per il file descriptor associato.\\
757 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
758 descriptor associato.\footnotemark\\
761 \caption{Valori del campo \param{events} di \struct{epoll\_event}.}
762 \label{tab:epoll_events}
765 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
767 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedano che si definisca un
768 insieme di file descriptor da tenere sotto controllo su un \textit{epoll
769 descriptor} \param{epfd} con una serie di chiamate a
770 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}. Il default prevede la notifica in modalità
771 \textit{level triggered}, a meno che sul file descriptor non si sia impostata
772 la modalità \textit{edge triggered} con \const{EPOLLET}. Si tenga presente
773 che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor su due
774 \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le notifiche, ma la
775 pratica è sconsigliata.
777 Una particolare modalità di notifica è quella impostata con
778 \const{EPOLLONESHOT}: quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo
779 in rapida successione di dati in blocchi separati causa la generazione di una
780 serie di eventi multipli; in questo caso si può utilizzare la modalità
781 \textit{one-shot} in cui la notifica viene effettuata solo la prima volta,
782 dopo di che il file descriptor osservato, pur restando nella lista di
783 \param{epfd}, viene disattivato, e per essere riutilizzato dovrà essere
784 riabilitato con una successiva chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
787 Infine qualora un file descriptor posto sotto osservazione dovesse essere
788 chiuso, esso sarà automaticamente eliminato dall'insieme dei file descriptor
794 La funzione che consente di attendere è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo
796 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
797 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
800 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
802 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
803 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
804 assumerà uno dei valori:
806 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
807 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
808 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
809 della scadenza di \param{timeout}.
810 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
811 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
812 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
822 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
823 \label{sec:file_asyncronous_access}
825 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
826 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
827 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
828 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
829 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
830 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
831 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
832 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
833 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
834 operazioni di I/O volute.
837 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
838 \label{sec:file_asyncronous_operation}
840 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
841 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
842 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
843 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
844 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
845 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
846 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
848 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
849 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
850 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
851 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
852 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
855 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
856 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
857 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
858 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
859 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
860 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
861 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
862 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
863 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
864 \textit{signal driven I/O}.
866 Questa è un'altra modalità di gestione I/O, alternativa all'uso di
867 \itindex{epoll} \textit{epoll}, che consente di evitare l'uso delle funzioni
868 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
869 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
872 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
873 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
874 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
875 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
876 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
877 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
878 verrebbero notificati una volta sola.
880 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
881 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
882 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
883 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
884 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
885 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
886 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
888 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
889 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
890 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
891 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
892 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
893 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
894 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
895 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
896 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
897 descriptor che ha generato il segnale.
899 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
900 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
901 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
902 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
903 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
904 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
905 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
908 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
909 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
910 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
911 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
914 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
917 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
918 \label{sec:file_asyncronous_lease}
920 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
921 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
922 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
923 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
924 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
925 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
926 non prevede alcun meccanismo per cui un processo possa essere
927 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
928 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
929 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
930 \const{SIGHUP} che, per convenzione adottata dalla gran parte di detti
931 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
932 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
935 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
936 generale comporterebbe un notevole aumento di complessità dell'architettura
937 della gestione dei file, per fornire una funzionalità necessaria soltanto in
938 casi particolari. Dato che all'origine di Unix i soli programmi che potevano
939 avere una tale esigenza erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base
940 della progettazione, che era di far fare al kernel solo le operazioni
941 strettamente necessarie e lasciare tutto il resto a processi in user space,
942 non era stata prevista nessuna funzionalità di notifica.
944 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
945 tipo (molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad interfaccia
946 grafica) sono state successivamente introdotte delle estensioni che
947 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
948 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
949 \itindex{polling} \textit{polling}.
951 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
952 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
953 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
954 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
955 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
956 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
957 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
961 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
962 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
963 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
964 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
965 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
968 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
969 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
970 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
971 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
972 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
973 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
974 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
975 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
976 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
977 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
979 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
980 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
981 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
982 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
983 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
984 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
986 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
987 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
988 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
989 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
990 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
991 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
992 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
997 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
999 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1002 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
1003 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
1004 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
1007 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
1008 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
1009 \const{F\_GETLEASE}.}
1010 \label{tab:file_lease_fctnl}
1013 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
1014 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
1015 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
1016 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
1017 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
1018 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
1020 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
1021 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
1022 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
1023 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
1024 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
1025 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
1026 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
1027 \textit{lease} su qualunque file.
1029 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
1030 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
1031 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
1032 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
1033 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
1034 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
1035 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
1036 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
1037 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
1038 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
1039 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
1040 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
1041 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
1042 operazioni di lettura e scrittura.
1044 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
1045 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
1046 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
1047 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
1048 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
1049 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
1050 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
1051 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
1052 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
1053 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
1056 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
1057 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
1058 \file{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
1059 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
1060 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
1061 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
1062 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
1063 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
1064 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
1067 \index{file!dnotify|(}
1069 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
1070 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
1071 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
1072 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
1073 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
1075 Per risolvere questo problema è stata allora creata un'altra interfaccia,
1076 chiamata \textit{dnotify}, che consente di richiedere una notifica quando una
1077 directory, o di uno qualunque dei file in essa contenuti, viene modificato.
1078 Come per i \textit{file lease} la notifica avviene di default attraverso il
1079 segnale \const{SIGIO}, ma se ne può utilizzare un altro. Inoltre si potrà
1080 ottenere nel gestore del segnale il file descriptor che è stato modificato
1081 tramite il contenuto della struttura \struct{siginfo\_t}.
1083 \index{file!lease|)}
1088 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1090 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1093 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
1094 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
1095 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
1096 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
1097 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
1098 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
1099 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
1100 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
1101 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
1103 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
1104 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
1105 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
1106 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
1107 directory (con \func{rename}).\\
1108 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
1109 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
1111 \const{DN\_MULTISHOT}& richiede una notifica permanente di tutti gli
1115 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
1116 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
1117 \label{tab:file_notify}
1120 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
1121 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
1122 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
1123 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
1124 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
1125 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
1126 tab.~\ref{tab:file_notify}.
1128 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
1129 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
1130 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
1131 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
1132 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
1133 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
1134 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
1135 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
1136 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
1137 specificare un valore nullo.
1139 \index{file!inotify|(}
1141 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
1142 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
1143 controllo, il che porta facilmente ad un eccesso di file aperti. Inoltre
1144 quando la directory è su un dispositivo rimovibile, mantenere un file
1145 descriptor aperto comporta l'impossibilità di smontare il dispositivo e
1146 rimuoverlo, complicando la gestione.
1148 Un secondo problema è che l'interfaccia consente solo di tenere sotto
1149 controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file viene
1150 segnalata, ma poi devo verificare quale è. Infine l'uso dei segnali come
1151 interfaccia di notifica comporta tutti i problemi di gestione visti in
1152 sez.~\ref{sec:sig_management} e sez.~\ref{sec:sig_control}, e per questo in
1153 generale quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di
1154 usabilità problematica.
1156 \index{file!dnotify|)}
1158 Per questa serie di motivi, a partire dal kernel 2.6.13, è stata introdotta
1159 una nuova interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory,
1160 chiamata \textit{inotify}.\footnote{le corrispondenti funzioni di interfaccia
1161 sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Questa è una interfaccia specifica
1162 di Linux (pertanto non deve essere usata se si devono scrivere programmi
1163 portabili), ed è basata sull'uso di una coda di notifica degli eventi
1164 associata ad un singolo file descriptor, risolvendo così il principale
1165 problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La coda viene creata
1166 attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui prototipo è:
1167 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1168 {int inotify\_init(void)}
1170 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
1172 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1173 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1175 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
1176 \textit{inotify} consentite all'utente.
1177 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1179 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1185 La funzione non prende alcun argomento, e restituisce un file descriptor
1186 associato alla coda, attraverso il quale verranno effettuate le operazioni di
1187 notifica. Si tratta di un file descriptor speciale, che non è associato a
1188 nessun file, ma che viene utilizzato per notificare gli eventi che si sono
1189 posti in osservazione all'applicazione che usa l'interfaccia di
1190 \textit{inotify}. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun
1191 file o directory, questo consente di evitare l'inconveniente di non poter
1192 smontare un filesystem i cui file sono tenuti sotto osservazione.\footnote{ed
1193 una delle caratteristiche dell'interfaccia di \textit{inotify} è proprio
1194 quella di notificare il fatto che il filesystem su cui si trova il file o la
1195 directory osservata è stato smontato.}
1197 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
1198 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll},
1199 e siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura sul
1200 file descriptor, dette funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un
1201 evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i segnali, si potrà
1202 gestire l'osservazione delle modifiche con l'\textit{I/O multiplexing},
1203 utilizzando secondo le modalità illustrate in
1204 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}.
1206 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
1207 osservazione sia singoli file, che intere directory; in quest'ultimo caso
1208 l'interfaccia restituirà informazioni sia riguardo alla directory che ai file
1209 che essa contiene. Una volta creata la coda di notifica si devono definire
1210 gli eventi da tenere sotto osservazione; questo viene fatto tramite una
1211 \textsl{lista di osservazione} (o \textit{watch list}) associata alla coda.
1212 Per gestire la lista di osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la
1213 prima di queste è \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
1214 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1215 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
1217 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
1219 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
1220 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1222 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
1223 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
1224 non è un filesystem di \textit{inotify}.
1225 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
1226 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
1228 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
1231 La funzione consente di creare un \textsl{evento di osservazione} (un
1232 cosiddetto ``\textit{watch}'') nella lista di una coda di notifica, indicata
1233 specificando il file descriptor ad essa associato nell'argomento \param{fd}.
1234 Il file o la directory da porre sotto osservazione viene invece indicato per
1235 nome, che viene passato nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo
1236 argomento, \param{mask}, indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto
1237 osservazione. Questo deve essere specificato come maschera binaria combinando
1238 i valori delle costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}. In
1239 essa si sono marcati con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati
1240 per una directory, vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene.
1245 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
1247 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
1250 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& c'è stato accesso al file in
1252 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& ci sono stati cambiamenti sui dati
1254 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& è stato chiuso un file aperto in
1256 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& è stato chiuso un file aperto in
1258 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& è stato creato un file o una
1259 directory in una directory sotto
1261 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& è stato cancellato un file o una
1262 directory in una directory sotto
1264 \const{IN\_DELETE\_SELF} & & è stato cancellato il file (o la
1265 directory) sotto osservazione.\\
1266 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& è stato modificato il file.\\
1267 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & è stato rinominato il file (o la
1268 directory) sotto osservazione.\\
1269 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& un file è stato spostato fuori dalla
1270 directory sotto osservazione.\\
1271 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& un file è stato spostato nella
1272 directory sotto osservazione.\\
1273 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& un file è stato aperto.\\
1276 \caption{Le costanti che identificano i valori per la maschera binaria
1277 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch}.}
1278 \label{tab:inotify_event_watch}
1281 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file (o la directory) specificata
1282 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
1283 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti. In caso di
1284 successo la funzione ritorna un intero positivo, detto \textit{watch
1285 descriptor} che identifica univocamente l'evento di osservazione. Questo
1286 valore è importante perché è soltanto con esso che si può rimuovere un evento
1287 di osservazione, usando la seconda funzione dell'interfaccia di gestione,
1288 \funcd{inotify\_rm\_watch}, il cui prototipo è:
1289 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1290 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
1292 Rimuove un evento di osservazione.
1294 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
1295 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1297 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
1299 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
1300 non è associato ad una coda di notifica.
1305 Oltre che per la rimozione, il \textit{watch descriptor} viene usato anche per
1306 identificare l'evento a cui si fa riferimento nella lista dei risultati
1307 restituiti da \textit{inotify}
1310 \begin{figure}[!htb]
1311 \footnotesize \centering
1312 \begin{minipage}[c]{15cm}
1313 \includestruct{listati/inotify_event.h}
1316 \caption{La struttura \structd{inotify\_event}.}
1317 \label{fig:inotify_event}
1321 Inoltre l'interfaccia di \textit{inotify} permette di conoscere, come avviene
1322 per i file descriptor associati ai socket (si veda al proposito quanto
1323 trattato in sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
1324 lettura sul nostro file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
1325 \const{FIONREAD} con \func{ioctl}.\footnote{questa è una delle operazioni
1326 speciali (che abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_ioctl}) che nel caso è
1327 disponibile solo per i socket e per i file descriptor creati con
1328 \func{inotify\_init}.} Questo consente anche di ottenere rapidamente il
1329 numero di file che sono cambiati.
1333 % TODO inserire anche inotify, vedi http://www.linuxjournal.com/article/8478
1334 % TODO e man inotify
1336 \index{file!inotify|)}
1339 % TODO inserire anche eventfd (vedi http://lwn.net/Articles/233462/)
1343 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
1344 \label{sec:file_asyncronous_io}
1346 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
1347 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
1348 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
1349 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
1350 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
1351 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
1352 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
1354 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
1355 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
1356 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
1357 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
1358 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
1359 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
1360 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
1361 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
1364 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
1365 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
1366 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
1367 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
1368 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
1369 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
1370 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
1372 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1373 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1374 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1375 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1376 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1377 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1378 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1380 \begin{figure}[!htb]
1381 \footnotesize \centering
1382 \begin{minipage}[c]{15cm}
1383 \includestruct{listati/aiocb.h}
1386 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1388 \label{fig:file_aiocb}
1391 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1392 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1393 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1394 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1395 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1396 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1397 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1398 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1399 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1400 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1401 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1402 del blocco di dati da trasferire.
1404 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1405 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1406 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1407 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1408 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1409 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1410 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1411 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1412 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1413 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1414 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1416 \begin{figure}[!htb]
1417 \footnotesize \centering
1418 \begin{minipage}[c]{15cm}
1419 \includestruct{listati/sigevent.h}
1422 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1423 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1424 \label{fig:file_sigevent}
1427 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1428 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1429 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1430 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1431 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1432 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1433 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1434 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1435 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1436 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1437 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1438 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1439 \struct{siginfo\_t}.
1440 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1441 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
1442 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
1443 \var{sigev\_notify\_attribute}.
1446 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1447 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1448 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1449 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1453 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1454 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1456 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1457 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1460 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1461 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1463 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
1464 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1465 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
1466 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1467 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1472 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1473 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1474 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1475 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1476 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1477 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1478 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1479 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1481 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1482 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1483 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1484 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1485 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1486 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1487 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1488 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1491 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1492 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1493 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1494 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1495 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1496 errore; il suo prototipo è:
1497 \begin{prototype}{aio.h}
1498 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1500 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1503 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1504 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1508 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1509 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1510 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1511 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1512 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1513 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1514 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1515 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1518 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1519 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1520 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1521 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1523 \begin{prototype}{aio.h}
1524 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1526 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1529 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1533 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1534 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1535 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1536 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1537 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1539 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1540 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1541 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1542 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1543 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1546 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1547 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1548 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1549 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1551 \begin{prototype}{aio.h}
1552 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1554 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1556 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1557 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1558 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1561 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1562 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1563 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1564 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1565 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1566 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1567 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1568 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1570 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1571 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1572 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1573 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1574 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1576 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1577 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1578 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1579 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1581 \begin{prototype}{aio.h}
1582 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1584 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1587 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1588 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1589 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1593 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1594 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1595 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1596 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1597 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1598 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1599 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
1600 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
1601 \file{aio.h}) sono tre:
1602 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1603 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1604 cancellazione sono state già completate,
1606 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
1609 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
1610 corso e non sono state cancellate.
1613 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
1614 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
1615 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
1616 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
1617 del loro avvenuto completamento.
1619 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
1620 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
1621 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
1622 specifica operazione; il suo prototipo è:
1623 \begin{prototype}{aio.h}
1624 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
1627 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
1628 operazioni specificate da \param{list}.
1630 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
1631 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1634 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1636 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1637 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1642 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
1643 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
1644 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
1645 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
1646 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
1647 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
1648 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
1649 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
1650 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
1652 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
1653 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
1654 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
1655 \begin{prototype}{aio.h}
1656 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
1659 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
1660 secondo la modalità \param{mode}.
1662 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1663 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1665 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1667 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
1668 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
1669 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
1670 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1671 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1676 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
1677 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
1678 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
1679 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
1680 che può prendere i valori:
1681 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1682 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
1683 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
1684 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
1686 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
1687 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
1688 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
1689 quelle non completate.
1691 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
1692 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
1693 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
1694 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
1695 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
1696 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
1697 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
1700 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
1701 \label{sec:file_advanced_io}
1703 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
1704 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
1705 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
1706 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
1707 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
1708 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria} e la funzione
1712 \subsection{I/O vettorizzato}
1713 \label{sec:file_multiple_io}
1715 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
1716 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
1717 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
1718 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
1719 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
1720 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
1723 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
1724 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
1725 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
1726 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
1727 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
1728 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
1729 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
1732 \headdecl{sys/uio.h}
1734 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
1735 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
1737 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
1739 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
1740 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1741 assumerà uno dei valori:
1743 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
1744 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
1745 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
1746 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
1747 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
1748 non ci sono dati in lettura.
1749 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
1751 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
1752 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
1753 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
1754 scrittura eseguite su \param{fd}.}
1757 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
1758 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
1759 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
1760 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
1761 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
1763 \begin{figure}[!htb]
1764 \footnotesize \centering
1765 \begin{minipage}[c]{15cm}
1766 \includestruct{listati/iovec.h}
1769 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
1771 \label{fig:file_iovec}
1774 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
1775 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
1776 è specificata dall'argomento \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere
1777 inizializzata opportunamente per indicare i vari buffer da e verso i quali
1778 verrà eseguito il trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti)
1779 nell'ordine in cui li si sono specificati nel vettore \param{vector}.
1782 \subsection{File mappati in memoria}
1783 \label{sec:file_memory_map}
1785 \itindbeg{memory~mapping}
1786 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
1787 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
1788 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
1789 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
1790 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
1791 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
1795 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_layout}
1796 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1797 mappatura in memoria di un file.}
1798 \label{fig:file_mmap_layout}
1801 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
1802 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
1803 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
1804 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
1805 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
1806 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
1807 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
1808 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
1809 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
1810 \textsl{memoria mappata su file}.
1812 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1813 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1814 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1815 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1816 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1817 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1820 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
1821 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
1822 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
1823 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1824 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1825 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1828 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1829 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1830 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1831 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1832 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1834 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1835 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1836 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1841 \headdecl{sys/mman.h}
1843 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1846 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1848 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1849 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1850 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1852 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1853 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1854 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1855 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1856 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1857 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1858 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1859 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1860 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1861 dimensione delle pagine).
1862 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1863 \param{fd} è aperto in scrittura.
1864 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1865 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1866 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1867 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1868 numero di mappature possibili.
1869 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1871 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1872 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1873 l'opzione \texttt{noexec}.
1874 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1875 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1880 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1881 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1882 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1883 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1889 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1891 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1894 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1895 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1896 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1897 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1900 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1901 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1902 \label{tab:file_mmap_prot}
1906 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1907 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1908 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1909 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
1910 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1911 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1912 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1913 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1914 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1915 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1916 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1918 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1919 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1920 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1921 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1922 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1923 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1928 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
1930 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1933 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1934 da \param{start}, se questo non può essere usato
1935 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1936 valore di \param{start} deve essere allineato
1937 alle dimensioni di una pagina. \\
1938 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1939 riportati sul file e saranno immediatamente
1940 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1941 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1942 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1943 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1944 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1945 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1946 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1947 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1948 privata cui solo il processo chiamante ha
1949 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1950 il meccanismo del \textit{copy on
1951 write} \itindex{copy~on~write} e
1952 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1953 specificato se i cambiamenti sul file originale
1954 vengano riportati sulla regione
1955 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1956 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1957 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
1958 (veniva usato per segnalare che tentativi di
1959 scrittura sul file dovevano fallire con
1960 \errcode{ETXTBSY}).\\
1961 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1962 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1963 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1964 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
1966 modifiche fatte alla regione mappata, in
1967 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1968 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1969 un \const{SIGSEGV}. \\
1970 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1972 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
1973 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1974 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1975 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1976 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1977 ignorati.\footnotemark\\
1978 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1979 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1980 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1981 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1982 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1983 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1984 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1985 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1986 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1987 necessarie alla mappatura. \\
1988 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1989 non causa I/O.\footnotemark \\
1990 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1991 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1995 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1996 \label{tab:file_mmap_flag}
2000 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
2001 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
2002 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
2003 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
2004 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
2005 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
2006 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
2009 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
2010 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
2011 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
2012 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
2013 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
2014 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
2015 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
2016 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
2018 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
2021 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
2022 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
2023 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
2024 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
2026 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
2027 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
2028 parleremo più avanti.}
2030 \begin{figure}[!htb]
2032 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
2033 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
2034 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
2035 \label{fig:file_mmap_boundary}
2039 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
2040 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
2041 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
2042 bordo della pagina successiva.
2044 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
2045 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
2046 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
2047 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
2048 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
2051 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
2052 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
2053 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
2054 quella della mappatura in memoria.
2056 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
2057 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
2058 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
2059 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
2060 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
2062 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
2063 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
2064 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
2065 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
2066 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
2067 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
2068 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
2069 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
2070 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
2071 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
2075 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
2076 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
2077 alla lunghezza richiesta.}
2078 \label{fig:file_mmap_exceed}
2081 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
2082 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
2083 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
2084 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
2085 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
2086 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
2087 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
2088 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
2091 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
2092 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
2093 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
2094 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
2095 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
2096 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
2097 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
2098 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
2099 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
2101 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
2102 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
2103 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
2104 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
2105 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
2106 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
2107 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
2109 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
2110 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
2111 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
2112 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
2113 del contenuto della memoria su cui è mappato.
2115 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
2116 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
2117 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
2118 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
2119 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
2120 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
2123 \headdecl{sys/mman.h}
2125 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
2127 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
2129 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2130 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2132 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
2133 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
2135 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
2136 precedentemente mappata.
2141 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
2142 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
2143 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
2144 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
2145 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
2146 del file aggiornato.
2151 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2153 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2156 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
2157 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
2158 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
2162 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
2163 \label{tab:file_mmap_rsync}
2166 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
2167 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
2168 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
2169 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
2170 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
2171 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
2172 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
2173 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
2174 aggiornate ai nuovi valori.
2176 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
2177 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
2180 \headdecl{sys/mman.h}
2182 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
2184 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
2186 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2187 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2189 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
2190 precedentemente mappata.
2195 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
2196 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
2197 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
2198 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
2199 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
2200 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
2201 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
2202 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
2203 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
2205 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
2206 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
2207 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
2208 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
2209 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
2211 % \headdecl{unistd.h}
2212 \headdecl{sys/mman.h}
2214 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
2216 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
2219 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2220 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2222 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
2223 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
2224 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
2225 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
2226 ha solo accesso in lettura.
2227 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
2228 % necessarie all'interno del kernel.
2229 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
2232 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
2237 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
2238 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
2239 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
2240 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
2241 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
2242 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
2244 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
2245 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
2246 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
2247 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
2250 \headdecl{sys/mman.h}
2252 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
2253 new\_size, unsigned long flags)}
2255 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
2257 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
2258 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
2259 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
2262 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
2264 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
2265 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
2266 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
2267 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
2268 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
2269 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
2270 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
2276 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
2277 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
2278 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
2279 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
2280 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
2281 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
2282 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
2283 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
2284 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
2285 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
2286 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
2287 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
2289 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
2290 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
2291 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
2292 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
2293 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
2294 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
2295 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
2297 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
2298 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
2299 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
2300 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
2301 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
2302 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
2304 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
2305 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
2306 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
2307 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
2308 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
2309 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
2310 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
2311 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
2312 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
2313 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
2314 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
2316 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
2317 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
2318 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
2319 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
2320 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
2321 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
2322 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
2323 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
2324 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
2325 \textit{memory mapping}.
2327 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
2328 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
2329 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
2330 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
2331 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
2332 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
2333 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
2334 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
2336 \headdecl{sys/mman.h}
2338 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
2339 ssize\_t pgoff, int flags)}
2341 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
2343 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
2344 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2346 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
2347 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
2348 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
2353 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
2354 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
2355 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
2356 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
2357 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
2358 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
2361 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
2362 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
2363 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
2364 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
2365 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
2366 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
2367 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
2368 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2370 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2371 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2372 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2373 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2374 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2375 \textit{memory mapping}.
2377 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2378 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2379 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2380 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2381 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2382 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2383 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2384 interessate dal \textit{memory mapping}.
2386 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2387 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2388 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2389 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2390 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2391 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2392 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2393 \const{MAP\_POPULATE}.
2395 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2396 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2397 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2398 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2399 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2400 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2401 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2403 \itindend{memory~mapping}
2406 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor}
2407 \label{sec:file_sendfile_splice}
2411 NdA è da finire, sul perché non è abilitata fra file vedi:
2413 \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2414 {\texttt{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}
2416 % TODO documentare la funzione sendfile
2417 % TODO documentare le funzioni tee e splice
2418 % http://kerneltrap.org/node/6505 e http://lwn.net/Articles/178199/ e
2419 % http://lwn.net/Articles/179492/
2420 % e http://en.wikipedia.org/wiki/Splice_(system_call)
2423 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
2424 %\label{sec:file_io_port}
2426 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
2427 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
2432 \section{Il file locking}
2433 \label{sec:file_locking}
2435 \index{file!locking|(}
2437 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
2438 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
2439 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
2440 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
2441 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
2442 in cui essi opereranno.
2444 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
2445 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
2446 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
2447 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
2448 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
2451 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
2452 evitare le \textit{race condition} \itindex{race~condition}, attraverso una
2453 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
2454 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
2455 delle operazioni di scrittura.
2459 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
2460 \label{sec:file_record_locking}
2462 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
2463 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
2464 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
2465 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
2466 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
2467 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
2468 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
2469 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
2470 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
2471 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
2472 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
2473 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
2474 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
2475 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
2476 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
2477 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
2478 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
2479 utilizzando le relative funzioni.
2481 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
2482 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
2483 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
2484 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
2485 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
2486 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
2487 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
2488 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
2489 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
2490 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
2491 proteggere il loro accesso in lettura.
2493 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
2494 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
2495 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
2496 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
2497 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
2498 proteggere il suo accesso in scrittura.
2503 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
2505 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
2507 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
2510 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
2511 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
2514 \caption{Tipologie di file locking.}
2515 \label{tab:file_file_lock}
2518 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
2519 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
2520 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
2521 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
2522 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
2523 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
2525 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
2526 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
2527 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
2528 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
2529 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
2530 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
2531 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
2532 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
2533 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
2534 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
2535 menzionate, nel successo della richiesta.
2537 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
2538 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
2539 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
2540 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
2541 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
2545 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
2546 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
2547 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
2550 \subsection{La funzione \func{flock}}
2551 \label{sec:file_flock}
2553 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
2554 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
2555 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
2556 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
2558 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2560 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2561 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2563 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
2564 specificato \const{LOCK\_NB}.
2569 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
2570 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
2571 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
2572 essere passato utilizzando le costanti riportate in
2573 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
2578 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2580 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2583 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
2584 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
2585 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
2586 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
2587 richiesta di un \textit{file lock}.\\
2590 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
2591 \label{tab:file_flock_operation}
2594 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
2595 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
2596 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
2597 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
2598 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
2599 usare \const{LOCK\_UN}.
2601 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
2602 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
2603 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
2604 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
2605 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
2607 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
2608 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
2609 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
2610 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
2611 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
2612 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
2613 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
2614 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
2615 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
2616 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
2617 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
2618 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
2619 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
2620 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
2621 diversi che aprono lo stesso file.
2625 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
2626 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2627 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
2628 \label{fig:file_flock_struct}
2631 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
2632 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
2633 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
2634 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
2635 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
2636 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
2637 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
2638 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
2639 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
2640 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
2641 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
2644 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
2645 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
2646 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
2647 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
2648 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
2649 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
2650 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
2651 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
2652 \func{dup} e \func{fork}.
2654 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
2655 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
2656 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
2657 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
2658 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
2659 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
2660 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
2661 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
2662 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
2663 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
2664 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
2666 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
2667 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
2668 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
2669 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
2670 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
2671 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
2672 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
2673 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
2674 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
2675 descriptor, il lock non viene rilasciato.
2677 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
2678 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
2679 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
2680 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
2681 server supportino questa funzionalità.
2684 \subsection{Il file locking POSIX}
2685 \label{sec:file_posix_lock}
2687 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
2688 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
2689 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
2690 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
2691 essa viene usata solo secondo il prototipo:
2692 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
2694 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2696 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2697 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2699 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
2700 \textit{file lock} da parte di altri processi.
2701 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2702 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
2703 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
2704 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
2705 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
2706 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
2707 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
2708 riconosca sempre questa situazione.
2709 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
2710 di poter acquisire un lock.
2712 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
2716 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
2717 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
2718 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
2719 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
2720 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
2721 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
2722 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
2723 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
2724 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
2727 \begin{figure}[!bht]
2728 \footnotesize \centering
2729 \begin{minipage}[c]{15cm}
2730 \includestruct{listati/flock.h}
2733 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
2735 \label{fig:struct_flock}
2739 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
2740 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
2741 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
2742 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
2743 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
2744 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
2745 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
2746 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
2748 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
2749 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
2750 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
2751 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
2752 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
2753 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
2754 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
2759 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2761 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2764 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
2765 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
2766 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
2769 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
2770 \label{tab:file_flock_type}
2773 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
2774 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
2775 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
2776 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
2777 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
2778 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
2779 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
2781 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
2782 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
2783 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
2784 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
2785 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2786 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
2787 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
2788 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
2789 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
2790 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
2791 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
2792 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
2793 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
2794 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
2795 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
2797 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
2798 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
2799 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
2800 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
2801 con un errore di \errcode{EINTR}.
2804 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
2805 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
2806 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
2807 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
2808 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
2809 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
2810 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
2811 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
2812 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
2813 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
2815 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
2816 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
2817 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
2818 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
2819 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
2820 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
2821 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
2822 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
2823 stato effettivamente acquisito.
2826 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
2827 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
2828 \label{fig:file_flock_dead}
2831 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
2832 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
2833 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
2834 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
2835 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
2836 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
2837 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
2838 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
2839 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
2840 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
2841 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
2842 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
2843 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
2846 \begin{figure}[!bht]
2847 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
2848 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2849 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
2850 \label{fig:file_posix_lock}
2854 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
2855 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
2856 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
2857 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
2858 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
2859 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
2860 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
2861 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
2862 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
2863 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
2864 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
2865 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
2866 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
2867 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2868 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
2869 \acr{pid} del processo.
2871 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2872 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
2873 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
2874 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
2875 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
2876 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
2877 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
2878 ed aggiunto alla lista.
2880 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2881 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2882 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2883 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2884 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2885 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2886 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2887 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2888 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2890 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2891 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2892 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2893 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2894 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2895 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2896 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2897 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2898 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2900 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2901 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
2902 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2903 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2904 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2905 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2906 avranno sempre successo.
2908 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2909 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2910 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2911 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2912 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2913 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2914 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2915 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2916 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2917 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2918 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2919 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2920 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2921 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2922 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2923 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2924 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2925 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2927 \begin{figure}[!htb]
2928 \footnotesize \centering
2929 \begin{minipage}[c]{15cm}
2930 \includecodesample{listati/Flock.c}
2933 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2934 \label{fig:file_flock_code}
2937 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2938 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2939 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2940 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2941 allegato nella directory dei sorgenti).
2943 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2944 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2945 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2946 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2947 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2948 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2949 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2950 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2951 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2952 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2953 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2954 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2956 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2957 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2958 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2959 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2960 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2961 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2962 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2963 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2966 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2967 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2968 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2969 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2970 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2971 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2972 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2973 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2974 esegue (\texttt{\small 41}).
2976 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2977 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2978 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2979 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2980 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2981 lock vengono rilasciati.
2983 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2984 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2985 all'interno di un terminale il seguente comando:
2988 \begin{minipage}[c]{12cm}
2990 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2993 \end{minipage}\vspace{1mm}
2995 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2996 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2997 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2998 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2999 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
3000 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
3003 \begin{minipage}[c]{12cm}
3005 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
3006 Failed lock: Resource temporarily unavailable
3008 \end{minipage}\vspace{1mm}
3010 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
3011 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
3012 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
3013 file con il comando:
3016 \begin{minipage}[c]{12cm}
3018 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
3019 Failed lock: Resource temporarily unavailable
3021 \end{minipage}\vspace{1mm}
3023 se invece blocchiamo una regione con:
3026 \begin{minipage}[c]{12cm}
3028 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
3031 \end{minipage}\vspace{1mm}
3033 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
3034 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
3035 sovrappongono avremo che:
3038 \begin{minipage}[c]{12cm}
3040 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
3041 Failed lock: Resource temporarily unavailable
3043 \end{minipage}\vspace{1mm}
3045 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
3049 \begin{minipage}[c]{12cm}
3051 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
3054 \end{minipage}\vspace{1mm}
3056 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
3057 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
3060 \begin{minipage}[c]{12cm}
3062 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
3063 Failed lock: Resource temporarily unavailable
3065 \end{minipage}\vspace{1mm}
3067 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
3069 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
3070 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
3071 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
3075 \begin{minipage}[c]{12cm}
3077 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
3079 \end{minipage}\vspace{1mm}
3081 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
3082 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
3086 \begin{minipage}[c]{12cm}
3088 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
3090 \end{minipage}\vspace{1mm}
3092 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
3093 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
3094 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
3095 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
3098 \begin{minipage}[c]{12cm}
3100 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
3103 \end{minipage}\vspace{3mm}
3106 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
3107 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
3108 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
3109 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
3112 \begin{minipage}[c]{12cm}
3114 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
3117 \end{minipage}\vspace{1mm}
3119 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
3120 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
3121 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
3122 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
3126 \subsection{La funzione \func{lockf}}
3127 \label{sec:file_lockf}
3129 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
3130 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
3131 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
3132 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
3133 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
3134 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
3136 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3138 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3139 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3141 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
3142 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
3143 file è mappato in memoria.
3144 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
3145 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
3147 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
3151 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
3152 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
3153 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
3158 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
3160 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3163 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
3164 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
3165 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
3166 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
3167 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
3168 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
3169 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
3170 con un OR aritmetico dei valori.\\
3173 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
3174 \label{tab:file_lockf_type}
3177 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
3178 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
3179 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
3180 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
3181 affatto equivalente a \func{flock}).
3185 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
3186 \label{sec:file_mand_locking}
3188 \itindbeg{mandatory~locking|(}
3190 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
3191 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
3192 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
3193 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
3194 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
3195 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
3197 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
3198 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
3199 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
3200 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
3201 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
3202 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
3203 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
3204 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
3205 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
3206 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
3207 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
3208 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
3209 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
3210 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
3213 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
3214 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
3215 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
3216 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
3217 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
3218 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
3219 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
3220 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
3221 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
3222 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
3223 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
3224 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
3227 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
3228 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
3229 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
3230 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
3232 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
3233 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
3234 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
3235 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
3236 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
3239 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
3240 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
3241 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
3242 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
3244 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
3245 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
3246 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
3247 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
3250 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
3251 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
3252 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
3253 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
3254 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
3255 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
3256 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
3257 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
3258 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
3260 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
3261 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
3262 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
3263 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
3264 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
3265 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
3266 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
3267 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
3268 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
3269 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
3270 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
3271 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
3272 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
3273 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
3274 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
3275 possibilità di modificare il file.
3277 \index{file!locking|)}
3279 \itindend{mandatory~locking|(}
3282 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
3283 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
3284 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
3285 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
3286 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
3287 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
3288 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
3289 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
3290 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
3291 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
3292 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
3293 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
3294 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
3295 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
3296 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
3297 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
3298 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
3299 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
3300 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
3301 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
3302 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
3303 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
3304 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
3305 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
3306 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
3307 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
3308 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
3309 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
3310 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
3311 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
3312 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
3313 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
3314 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
3315 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
3316 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
3317 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
3318 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
3319 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
3320 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
3324 %%% Local Variables:
3326 %%% TeX-master: "gapil"