3 %% Copyright (C) 2000-2014 Simone Piccardi. Permission is granted to
4 %% copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free
5 %% Documentation License, Version 1.1 or any later version published by the
6 %% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Un preambolo",
7 %% with no Front-Cover Texts, and with no Back-Cover Texts. A copy of the
8 %% license is included in the section entitled "GNU Free Documentation
11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
13 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
14 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
15 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
16 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
17 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
18 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
19 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
20 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
23 \section{Il \textit{file locking}}
24 \label{sec:file_locking}
26 \itindbeg{file~locking}
28 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
29 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
30 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
31 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
32 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
33 sequenza in cui essi opereranno.
35 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
36 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
37 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
38 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
39 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
42 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
43 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
44 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
45 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
46 delle operazioni di lettura o scrittura.
49 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
50 \label{sec:file_record_locking}
52 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
53 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
54 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
55 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
56 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
57 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
58 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
59 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
60 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
61 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
62 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
63 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
64 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
66 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
67 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
68 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
69 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
70 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
72 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
73 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
74 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
75 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
76 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
77 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
78 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
79 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
80 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
81 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
82 proteggere il loro accesso in lettura.
84 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
85 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
86 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
87 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
88 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
89 proteggere il suo accesso in scrittura.
91 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
92 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
93 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
94 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
95 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
96 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
97 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
100 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
101 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
102 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
103 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
104 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
105 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
106 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
108 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
109 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
110 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
111 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
112 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
118 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
120 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
122 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
125 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
126 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
129 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
130 \label{tab:file_file_lock}
133 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
134 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
135 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
136 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
137 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
138 un \textit{write lock}).
141 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
142 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
143 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
146 \subsection{La funzione \func{flock}}
147 \label{sec:file_flock}
149 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
150 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
151 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
156 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
157 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
160 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
161 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
163 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
164 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
165 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
166 per \param{operation}.
167 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
169 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
170 specificato \const{LOCK\_NB}.
172 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
176 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
177 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
178 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
179 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
180 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
185 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
187 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
190 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
191 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
192 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
193 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
194 richiesta di un \textit{file lock}.\\
197 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
198 \label{tab:file_flock_operation}
201 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
202 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
203 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
204 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
205 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
206 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
207 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
209 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
210 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
211 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
212 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
213 facendo fallire la riacquisizione.
215 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
216 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
217 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
218 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
219 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
222 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
223 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
224 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
225 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
226 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
227 per entrambe le interfacce.
229 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
230 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
231 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
232 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
233 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
234 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \itindex{inode}
235 \textit{inode}, dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono
236 avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
238 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
239 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked
240 list} di strutture \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata
241 dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura
242 \kstruct{inode} (per le definizioni esatte si faccia riferimento al file
243 \file{include/linux/fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
244 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
245 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease}
246 (\const{FL\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
250 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
251 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
252 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
253 \label{fig:file_flock_struct}
256 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
257 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
258 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
259 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
260 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
261 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
262 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
263 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
264 lock} un puntatore alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
265 da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare. Il
266 puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e
267 viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
269 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
270 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
271 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
272 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
273 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
274 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
275 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
276 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
277 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
279 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
280 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
281 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
282 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
283 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
284 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
285 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
286 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
287 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
288 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
289 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
292 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
293 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
294 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
295 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
296 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
297 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
298 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
299 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
300 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
301 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
304 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
305 \label{sec:file_posix_lock}
307 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
308 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
309 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
310 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
311 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
316 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
317 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
320 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
321 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
323 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
324 \textit{file lock} da parte di altri processi.
325 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
326 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
327 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
328 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
329 riconosca sempre questa situazione.
330 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
331 di poter acquisire un \textit{file lock}.
332 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
333 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
334 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
336 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
339 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
340 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
341 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
342 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
343 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
344 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
345 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
346 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
347 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
348 con un'altra regione bloccata.
351 \footnotesize \centering
352 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
353 \includestruct{listati/flock.h}
356 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
357 \textit{file locking}.}
358 \label{fig:struct_flock}
361 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
362 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
363 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
364 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
365 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
366 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
367 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
368 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
370 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
371 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
372 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
373 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
374 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
375 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
376 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
378 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
379 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
380 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
381 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
382 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
383 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
384 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
385 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
387 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
388 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
389 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
390 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
391 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
392 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
393 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
399 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
401 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
404 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
405 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
406 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
409 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
410 \label{tab:file_flock_type}
413 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
414 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
415 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
416 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
418 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
419 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
420 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
421 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
422 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
423 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
424 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
425 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
426 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
427 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
428 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
429 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
430 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
431 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
432 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
433 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
434 con un errore di \errcode{EINTR}.
437 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
438 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
439 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
440 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
441 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
442 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
443 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
444 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
445 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
446 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
447 per indicare quale è la regione bloccata.
449 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
450 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
451 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
452 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
453 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
454 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
455 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
456 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
457 stato effettivamente acquisito.
460 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
461 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
462 \label{fig:file_flock_dead}
465 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
466 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
467 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
468 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
469 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
470 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
471 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
472 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
473 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
474 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
475 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
476 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
477 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
480 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
481 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
482 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
483 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
484 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
485 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
486 evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
487 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
488 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
489 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
490 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
491 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
492 sempre associato \itindex{inode} all'\textit{inode}, solo che in questo caso
493 la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una voce nella
494 \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del \ids{PID} del
498 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
499 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
500 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
501 \label{fig:file_posix_lock}
504 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
505 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
506 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
507 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
508 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
509 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
510 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
511 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
513 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
514 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
515 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
516 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
517 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
518 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
519 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
520 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
521 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
523 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
524 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
525 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
526 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
527 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
528 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
529 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
530 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
531 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
533 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
534 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
535 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
536 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
537 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
538 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
539 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
540 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
541 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
542 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
543 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
544 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
545 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
547 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
548 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
549 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
550 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
551 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
552 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
553 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
554 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
556 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
557 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
558 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
559 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
560 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
562 \begin{figure}[!htbp]
563 \footnotesize \centering
564 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
565 \includecodesample{listati/Flock.c}
568 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
569 \label{fig:file_flock_code}
572 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
573 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
574 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
575 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
576 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
578 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
579 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
580 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
581 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
582 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
583 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
584 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
585 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
586 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
587 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
588 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
589 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
592 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11-14}) che venga passato
593 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
594 15-18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
595 uscendo (\texttt{\small 20-23}) in caso di errore. A questo punto il
596 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
597 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
598 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
599 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
602 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25-34}) prima si
603 controlla (\texttt{\small 27-31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
604 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
605 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
606 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
607 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
608 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
609 immediate si prepara (\texttt{\small 36-40}) la struttura per il lock, e lo
610 si esegue (\texttt{\small 41}).
612 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
613 risultato uscendo (\texttt{\small 44-46}) in caso di errore, o stampando un
614 messaggio (\texttt{\small 47-49}) in caso di successo. Infine il programma si
615 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
616 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
617 tutti i blocchi vengono rilasciati.
619 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
620 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
621 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
624 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
628 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
629 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
630 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
631 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
632 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
633 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
636 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
637 Failed lock: Resource temporarily unavailable
640 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
641 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
642 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
643 del file con il comando:
646 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
647 Failed lock: Resource temporarily unavailable
650 se invece blocchiamo una regione con:
653 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
657 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
658 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
659 regioni si sovrappongono avremo che:
662 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
663 Failed lock: Resource temporarily unavailable
666 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
670 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
674 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
675 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
678 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
679 Failed lock: Resource temporarily unavailable
682 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
684 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
685 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
686 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
690 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
693 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
694 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
695 essere acquisito otterremo:
698 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
701 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
702 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
703 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
704 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
707 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
712 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
713 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
714 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
715 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
719 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
723 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
724 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
725 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
726 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
728 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
729 % \label{sec:file_lockf}
731 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
732 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
733 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
734 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
735 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
736 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
737 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
738 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
739 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
744 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
745 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
748 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
749 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
751 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
752 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
754 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
755 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
756 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
758 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
759 che hanno con \funcd{fcntl}.
763 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
764 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
765 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
766 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
767 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
768 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
769 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
770 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
771 ad un valore infinito positivo).
775 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
776 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
777 \label{fig:file_lockf_boundary}
780 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
781 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
782 consentiti sono i seguenti:
784 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
785 \item[\const{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
786 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
787 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
788 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
789 \item[\const{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
790 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
791 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
792 \item[\const{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
793 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
794 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
795 \item[\const{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
796 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
797 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
798 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
799 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
802 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
803 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
804 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
805 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
806 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
807 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
808 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
812 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
813 \label{sec:file_mand_locking}
815 \itindbeg{mandatory~locking}
817 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
818 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
819 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
820 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
821 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
822 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
824 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
825 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} dei permessi dei
826 file. Se si ricorda quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso
827 viene di norma utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene
828 eseguito un programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del
829 permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza
830 permesso di esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory
831 locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In
832 questo modo una combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in
833 quanto senza significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del
834 \textit{mandatory locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare
835 quanto detto in sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit
836 \acr{sgid} viene cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su
837 un file, questo non vale quando esso viene utilizzato per attivare il
838 \textit{mandatory locking}.}
840 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
841 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
842 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
843 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
844 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
845 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
846 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
847 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
848 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
849 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
850 filesystem in fase di montaggio, specificando l'apposita opzione di
851 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione
852 \code{-o mand} per il comando omonimo.
854 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
855 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
856 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
857 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
860 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
861 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
862 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
863 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
864 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
865 direttamente il \textit{file locking}.
867 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
868 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
869 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
870 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
873 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
874 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
875 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
876 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
877 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
879 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
880 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
881 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
882 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
883 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
884 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
885 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
886 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
887 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
889 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
890 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
891 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
892 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
893 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
894 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
895 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
896 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
897 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
898 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
899 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
900 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
901 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
902 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
903 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
904 possibilità di modificare il file.
906 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
907 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
908 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
909 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
910 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
911 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
912 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
913 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
916 \itindend{file~locking}
918 \itindend{mandatory~locking}
921 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
922 \label{sec:file_multiplexing}
925 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
926 su molti file usando le funzioni illustrate in
927 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
928 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
929 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
930 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
931 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
935 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
936 \label{sec:file_noblocking}
938 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
939 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
940 che in certi casi le funzioni di I/O eseguite su un file descritor possono
941 bloccarsi indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i
942 quali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può
943 avvenire per alcuni \index{file!di~dispositivo} file di dispositivo, come ad
944 esempio una seriale o un terminale, o con l'uso di file descriptor collegati a
945 meccanismi di intercomunicazione come le \textit{pipe} (vedi
946 sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In
947 casi come questi ad esempio una operazione di lettura potrebbe bloccarsi se
948 non ci sono dati disponibili sul descrittore su cui la si sta effettuando.
950 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
951 ci si trova ad affrontare nella gestione delle operazioni di I/O: la necessità
952 di operare su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
953 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può
954 avvenire. Un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la
955 problematica in dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati
956 in ingresso prevenienti da vari client.
958 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
959 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
960 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
961 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
962 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
963 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi, quando la conclusione
964 dell'operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
965 ``\textsl{disponibile}'', si potrebbe addirittura arrivare ad un
966 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
968 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
969 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
970 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
971 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
972 di lettura o scrittura eseguite sul file che si sarebbero bloccate ritornano
973 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
974 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
975 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
976 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
977 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
978 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
979 che nella gran parte dei casi falliranno.
981 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
982 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
983 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
984 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
985 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
986 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
987 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
990 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
991 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
992 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
993 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
994 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
995 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
998 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
999 \label{sec:file_select}
1001 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1002 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1003 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1004 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1005 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1006 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, è ed presente con
1007 le \acr{glibc} a partire dalla versione 2.0, in precedenza, con le
1008 \acr{libc4} e le \acr{libc5}, occorreva includere \texttt{sys/time.h},
1009 \texttt{sys/types.h} e \texttt{unistd.h}.}
1012 \fhead{sys/select.h}
1013 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1015 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1016 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1019 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1020 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1022 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1023 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1024 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1025 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1026 o un valore non valido per \param{timeout}.
1028 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1031 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1032 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1033 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1034 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1037 \itindbeg{file~descriptor~set}
1039 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1040 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1041 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1042 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1043 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1044 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1045 opportune macro di preprocessore:
1050 \fhead{sys/select.h}
1051 \fdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1052 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1053 \fdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1054 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1055 \fdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1056 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1057 \fdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1058 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1063 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1064 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1065 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1066 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, nelle
1067 versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso indica le
1068 dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor set}, ed il
1069 suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1070 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1072 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1073 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1074 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili. Allo stesso modo
1075 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1076 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1078 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1079 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1080 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1081 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1082 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
1083 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1084 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni come i
1085 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, (vedi
1086 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1088 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1089 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente, la funzione richiede di
1090 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1091 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1092 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1093 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1094 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno. Si ricordi infatti che
1095 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1096 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo,
1097 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore comune.
1099 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con il puntatore ad una struttura
1100 di tipo \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un
1101 tempo massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a
1102 \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un
1103 tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a
1104 zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file
1105 descriptor, e così può essere utilizzata eseguire il \itindex{polling}
1106 \textit{polling} su un gruppo di file descriptor. Usare questo argomento con
1107 tutti i \textit{file descriptor set} vuoti è un modo portabile, disponibile
1108 anche su sistemi in cui non sono disponibili le funzioni avanzate di
1109 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, per tenere un processo in stato di
1110 \textit{sleep} con precisioni inferiori al secondo.
1112 In caso di successo la funzione restituisce il numero di file descriptor
1113 pronti, seguendo il comportamento previsto dallo standard
1114 POSIX.1-2001,\footnote{si tenga però presente che esistono alcune versioni di
1115 Unix che non si comportano in questo modo, restituendo un valore positivo
1116 generico.} e ciascun insieme viene sovrascritto per indicare quali sono i
1117 file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo da poterli
1118 controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece scade il tempo indicato
1119 da \param{timout} viene restituito un valore nullo e i \textit{file descriptor
1120 set} non vengono modificati. In caso di errore la funzione restituisce $-1$, i
1121 valori dei tre insiemi e di \param{timeout} sono indefiniti e non si può fare
1122 nessun affidamento sul loro contenuto; nelle versioni più recenti della
1123 funzione invece i \textit{file descriptor set} non vengono modificati anche in
1126 Si tenga presente infine che su Linux, in caso di programmazione
1127 \textit{multithread} se un file descriptor viene chiuso in un altro
1128 \textit{thread} rispetto a quello in cui si sta usando \func{select}, questa
1129 non subisce nessun effetto. In altre varianti di sistemi unix-like invece
1130 \func{select} ritorna indicando che il file descriptor è pronto, con
1131 conseguente possibile errore nel caso lo si usi senza che sia stato
1132 riaperto. Lo standard non prevede niente al riguardo e non si deve dare per
1133 assunto nessuno dei due comportamenti se si vogliono scrivere programmi
1137 \itindend{file~descriptor~set}
1139 Una volta ritornata la funzione, si potrà controllare quali sono i file
1140 descriptor pronti, ed operare su di essi. Si tenga presente però che
1141 \func{select} fornisce solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni in
1142 cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file descriptor è
1143 pronto, ma l'esecuzione di una operazione di I/O si bloccherebbe: ad esempio
1144 con Linux questo avviene quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono
1145 scartati perché corrotti (ma sono possibili pure altri casi); in tal caso pur
1146 risultando il relativo file descriptor pronto in lettura una successiva
1147 esecuzione di una \func{read} si bloccherebbe. Per questo motivo quando si usa
1148 l'\textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso delle funzioni di
1149 lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1151 Su Linux quando la \textit{system call} \func{select} viene interrotta da un
1152 segnale modifica il valore nella struttura puntata da \param{timeout},
1153 impostandolo al tempo restante. In tal caso infatti si ha un errore di
1154 \errcode{EINTR} ed occorre rilanciare la funzione per proseguire l'attesa, ed
1155 in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
1156 rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia quando si usa codice
1157 scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi
1158 scritti per altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e
1159 ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere questa caratteristica è
1160 disponibile nei sistemi che derivano da System V e non è disponibile per
1161 quelli che derivano da BSD; lo standard POSIX.1-2001 non permette questo
1162 comportamento e per questo motivo le \acr{glibc} nascondono il comportamento
1163 passando alla \textit{system call} una copia dell'argomento \param{timeout}.
1165 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1166 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1167 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1168 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1169 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1170 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1171 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1173 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1174 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1175 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1176 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1177 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1178 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1180 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1181 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1182 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1183 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1184 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1185 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1186 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1187 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1188 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1189 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1190 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1191 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1192 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1193 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1196 \fhead{sys/select.h}
1197 \fdecl{int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds,
1198 fd\_set *exceptfds, \\
1199 \phantom{int pselect(}struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1200 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1203 {La funzione ritorna il numero (anche nullo) di file descriptor che sono
1204 attivi in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
1205 assumerà uno dei valori:
1207 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1209 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1210 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1211 o un valore non valido per \param{timeout}.
1213 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
1217 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1218 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1219 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1220 caso di interruzione. In realtà anche in questo caso la \textit{system call}
1221 di Linux aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1222 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1223 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che
1224 richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.
1226 Rispetto a \func{select} la nuova funzione prende un argomento
1227 aggiuntivo \param{sigmask}, un puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali}
1228 maschera di segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). Nell'esecuzione la
1229 maschera dei segnali corrente viene sostituita da quella così indicata
1230 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e viene poi ripristinata al ritorno
1231 della funzione. L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di
1232 prevenire possibili \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando
1233 oltre alla presenza di dati sui file descriptor come nella \func{select}
1234 ordinaria, ci si deve porre in attesa anche dell'arrivo di un segnale.
1236 Come abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_example} la tecnica classica per
1237 rilevare l'arrivo di un segnale è quella di utilizzare il gestore per
1238 impostare una \index{variabili!globali} variabile globale e controllare questa
1239 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in quell'occasione come
1240 questo lasci spazio a possibili \itindex{race~condition} \textit{race
1241 condition}, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1242 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1243 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1244 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1246 Nel nostro caso il problema si pone quando, oltre al segnale, si devono tenere
1247 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1248 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1249 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1250 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1251 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1252 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1253 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1254 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1256 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1257 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1258 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1259 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1260 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1261 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1262 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1263 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1264 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
1265 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1266 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1267 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1268 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1269 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
1270 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
1272 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1273 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1274 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1275 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1278 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1279 \label{sec:file_poll}
1281 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1282 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta una
1283 interfaccia completamente diversa, basata sulla funzione di sistema
1284 \funcd{poll},\footnote{la funzione è prevista dallo standard XPG4, ed è stata
1285 introdotta in Linux come system call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita
1286 nelle \acr{libc} 5.4.28, originariamente l'argomento \param{nfds} era di
1287 tipo \ctyp{unsigned int}, la funzione è stata inserita nello standard
1288 POSIX.1-2001 in cui è stato introdotto il tipo nativo \type{nfds\_t}.} il
1293 \fdecl{int poll(struct pollfd *ufds, nfds\_t nfds, int timeout)}
1294 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1298 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1299 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1301 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1303 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1304 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1305 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1307 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.}
1310 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1311 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1312 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1313 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1314 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1315 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1316 immediato, e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1317 \textsl{non-bloccante}.
1319 \begin{figure}[!htb]
1320 \footnotesize \centering
1321 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1322 \includestruct{listati/pollfd.h}
1325 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1326 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1327 \label{fig:file_pollfd}
1330 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1331 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1332 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1333 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1334 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1335 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1336 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1339 Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà
1340 ignorata da \func{poll} ed il campo \var{revents} verrà azzerato, questo
1341 consente di eliminare temporaneamente un file descriptor dalla lista senza
1342 dover modificare il vettore \param{ufds}. Dato che i dati in ingresso sono del
1343 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1344 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1345 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1347 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1348 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportate in
1349 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1350 suddivise in tre gruppi principali, nel primo gruppo si sono indicati i bit
1351 utilizzati per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per
1352 l'attività in uscita, infine il terzo gruppo contiene dei valori che vengono
1353 utilizzati solo nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di
1359 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1361 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1364 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1365 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1366 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1367 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1370 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1371 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1372 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1374 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1375 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1376 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1377 socket.\footnotemark\\
1378 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1380 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1383 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1384 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1385 \label{tab:file_pollfd_flags}
1388 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1389 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1390 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1391 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1392 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1393 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1395 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1396 compatibilità con l'implementazione di System V che usa i cosiddetti
1397 ``\textit{stream}''. Si tratta di una interfaccia specifica di SysV non
1398 presente in Linux, che non ha nulla a che fare con gli \textit{stream} delle
1399 librerie standard del C visti in sez.~\ref{sec:file_stream}. Da essa derivano
1400 i nomi di alcune costanti poiché per quegli \textit{stream} sono definite tre
1401 classi di dati: \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In
1402 Linux la distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band}
1403 dei socket (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come
1404 \func{poll} reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1405 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1407 Le costanti relative ai diversi tipi di dati normali e prioritari che fanno
1408 riferimento alle implementazioni in stile System V sono \const{POLLRDNORM},
1409 \const{POLLWRNORM}, \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND}. Le prime due sono
1410 equivalenti rispettivamente a \const{POLLIN} e \const{POLLOUT},
1411 \const{POLLRDBAND} non viene praticamente mai usata su Linux mentre
1412 \const{POLLWRBAND} ha senso solo sui socket. In ogni caso queste costanti sono
1413 utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1414 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.
1416 In caso di successo \func{poll} ritorna restituendo il numero di file (un
1417 valore positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa
1418 richieste o per i quali si è verificato un errore, avvalorando i relativi bit
1419 di \var{revents}. In caso di errori sui file vengono utilizzati i valori della
1420 terza sezione di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} che hanno significato solo
1421 per \var{revents} (se specificati in \var{events} vengono ignorati). Un valore
1422 di ritorno nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore
1423 negativo indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al
1424 solito tramite \var{errno}.
1426 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1427 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1428 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1429 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1430 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1431 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1432 dal loro valore. Infatti, anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1433 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1434 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto ci
1435 si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di memoria.
1437 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1438 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1439 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1440 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1441 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1444 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1445 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1446 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1447 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1448 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1450 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1451 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1452 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1453 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1458 \fdecl{int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds,
1459 const struct timespec *timeout, \\
1460 \phantom{int ppoll(}const sigset\_t *sigmask)}
1462 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file descriptor.}
1465 {La funzione ritorna il numero di file descriptor con attività in caso di
1466 successo, $0$ se c'è stato un timeout e $-1$ per un errore, nel qual caso
1467 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1469 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1471 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1472 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1473 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1475 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.
1479 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1480 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1481 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1482 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1483 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1484 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1485 del seguente codice:
1486 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1488 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1489 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1490 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1491 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la
1492 \textit{system call} che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione
1493 viene interrotta da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come
1494 per \func{pselect} la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera
1495 questo comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout} anche se
1496 in questo caso non esiste nessuno standard che richieda questo comportamento.
1498 Infine anche per \func{poll} e \func{ppoll} valgono le considerazioni relative
1499 alla possibilità di avere delle notificazione spurie della disponibilita di
1500 accesso ai file descriptor illustrate per \func{select} in
1501 sez.~\ref{sec:file_select}, che non staremo a ripetere qui.
1503 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1504 \label{sec:file_epoll}
1508 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1509 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1510 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1511 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1512 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1513 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1514 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1515 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1516 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1518 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1519 eventi al secondo (il caso classico è quello di un server web di un sito con
1520 molti accessi) l'uso di \func{poll} comporta la necessità di trasferire avanti
1521 ed indietro da \textit{user space} a \textit{kernel space} una lunga lista di
1522 strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1523 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1524 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1525 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1526 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1527 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1528 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1530 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1531 specialistiche (come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue} in BSD)
1532 il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
1533 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
1534 così le problematiche appena illustrate. In genere queste prevedono che si
1535 registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto osservazione, e
1536 forniscono un meccanismo che notifica quali di questi presentano attività.
1538 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1539 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1540 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1541 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1542 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1543 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1544 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1545 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1546 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1547 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1548 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1549 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1552 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1553 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1554 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1555 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1556 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1557 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1558 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1559 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1560 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1562 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1563 servizio è chiamata \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da
1564 Davide Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44,
1565 ma la sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66, il supporto
1566 è stato aggiunto nelle \acr{glibc} a partire dalla versione 2.3.2.} anche se
1567 sono state in discussione altre interfacce con le quali effettuare lo stesso
1568 tipo di operazioni; \textit{epoll} è in grado di operare sia in modalità
1569 \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1571 La prima versione di \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file
1572 di dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1573 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia ma poi si è passati all'uso di
1574 apposite \textit{system call}. Il primo passo per usare l'interfaccia di
1575 \textit{epoll} è pertanto quello ottenere detto file descriptor chiamando una
1576 delle due funzioni di sistema \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},
1577 i cui prototipi sono:
1581 \fdecl{int epoll\_create(int size)}
1582 \fdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1584 \fdesc{Apre un file descriptor per \textit{epoll}.}
1586 {Le funzioni ritornano un file descriptor per \textit{epoll} in caso di
1587 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1590 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1591 positivo o non valido per \param{flags}.
1592 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1593 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1594 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1595 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1597 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1603 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor, detto anche
1604 \textit{epoll descriptor}; si tratta di un file descriptor speciale (per cui
1605 \func{read} e \func{write} non sono supportate) che viene associato alla
1606 infrastruttura utilizzata dal kernel per gestire la notifica degli eventi, e
1607 che può a sua volta essere messo sotto osservazione con una chiamata a
1608 \func{select}, \func{poll} o \func{epoll\_ctl}; in tal caso risulterà pronto
1609 quando saranno disponibili eventi da notificare riguardo i file descriptor da
1610 lui osservati.\footnote{è anche possibile inviarlo ad un altro processo
1611 attraverso un socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}) ma
1612 l'operazione non ha alcun senso dato che il nuovo processo non avrà a
1613 disposizione le copie dei file descriptor messe sotto osservazione tramite
1614 esso.} Una volta che se ne sia terminato l'uso si potranno rilasciare tutte
1615 le risorse allocate chiudendolo semplicemente con \func{close}.
1617 Nel caso di \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare
1618 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1619 controllo, e costituiva solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di
1620 risorse sufficienti, non un valore massimo, ma a partire dal kernel 2.6.8 esso
1621 viene totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.
1623 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata introdotta
1624 come estensione della precedente (è disponibile solo a partire dal kernel
1625 2.6.27) per poter passare dei flag di controllo come maschera binaria in fase
1626 di creazione del file descriptor. Al momento l'unico valore legale
1627 per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC}, che consente di
1628 impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1629 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si è trattato il significato
1630 di \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1631 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1633 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1634 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1635 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione di sistema
1636 dell'interfaccia, \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1640 \fdecl{int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1642 \fdesc{Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.}
1645 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1646 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1648 \item[\errcode{EBADF}] i file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1650 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1651 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1652 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1653 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1654 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1655 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1656 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1657 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1658 l'operazione richiesta.
1659 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1660 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1661 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1662 \item[\errcode{EPERM}] il file associato a \param{fd} non supporta l'uso di
1668 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1669 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1670 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1671 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1672 delle operazioni cui fanno riferimento.
1677 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1679 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1682 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1683 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1684 controllati tramite \param{epfd}, in
1685 \param{event} devono essere specificate le
1686 modalità di osservazione.\\
1687 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1688 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1690 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1691 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1692 \const{EPOLL\_CTL\_DISABLE}& da fare.\\
1695 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1696 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1697 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1700 % aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE con il kernel 3.7, vedi
1701 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1703 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1704 \textit{epoll}, \param{epfd}, che indica quale istanza di \textit{epoll} usare
1705 e deve pertanto essere stato ottenuto in precedenza con una chiamata a
1706 \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il file descriptor
1707 che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere un qualunque file
1708 descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro file descriptor di
1709 \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1711 Anche se è possibile tenere sotto controllo lo stesso file descriptor in due
1712 istanze distinte di \textit{epoll} in genere questo è sconsigliato in quanto
1713 entrambe riceveranno le notifiche, ma gestire correttamente le notifiche
1714 multiple richiede molta attenzione. Se invece si cerca di inserire due volte
1715 lo stesso file descriptor nella stessa istanza di \textit{epoll} (con lo
1716 stesso \param{epfd}) la funzione fallirà con un errore di \errval{EEXIST}.
1717 Tuttavia è possibile inserire nella stessa istanza file descriptor duplicati
1718 (si ricordi quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup}), una tecnica che può
1719 essere usata per registrarli con un valore diverso per \param{events} e
1720 classificare così diversi tipi di eventi.
1722 Si tenga presente che quando si chiude un file descriptor questo, se era stato
1723 posto sotto osservazione da una istanza di \textit{epoll}, viene rimosso
1724 automaticamente solo nel caso esso sia l'unico riferimento al file sottostante
1725 (alla struttura \kstruct{file}, si ricordi fig.~\ref{fig:file_dup}), quindi
1726 qualora esso sia stato duplicato si potranno ricevere eventi relativi ad esso
1727 anche dopo che lo si è chiuso, per evitare questo è necessario rimuoverlo
1728 esplicitamente dalla lista dei file descriptor mantenuti sotto controllo con
1729 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1731 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1732 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1733 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1734 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1735 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1736 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1737 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1738 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1739 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1742 \begin{figure}[!htb]
1743 \footnotesize \centering
1744 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1745 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1748 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1749 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1751 \label{fig:epoll_event}
1754 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1755 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1756 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1757 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1758 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1760 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1761 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1762 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1763 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1764 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1765 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1766 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1767 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1768 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1769 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1770 identificazione del file descriptor.
1775 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1777 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1780 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1781 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1782 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1783 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1784 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1785 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1786 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1788 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1789 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1790 disponibili in lettura (analogo di
1791 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1792 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1794 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1795 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1796 viene comunque riportata in uscita, e non è
1797 necessaria impostarla in ingresso.\\
1798 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1799 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1800 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1801 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1802 triggered} per il file descriptor associato.\\
1803 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1804 descriptor associato (questa modalità è disponibile
1805 solo a partire dal kernel 2.6.2).\\
1808 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1809 \struct{epoll\_event}.}
1810 \label{tab:epoll_events}
1813 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1814 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1815 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1817 % TODO aggiunto EPOLLWAKEUP con il 3.5
1820 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1821 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1822 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1823 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1824 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1825 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1826 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1827 funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1828 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1829 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1830 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1833 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1835 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1836 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1837 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1838 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1839 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1840 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1841 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1843 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1844 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1845 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1846 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1847 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1849 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1850 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1851 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1852 di dati in blocchi separati (questo è tipico con i socket di rete, in quanto i
1853 dati arrivano a pacchetti) può causare una generazione di eventi (ad esempio
1854 segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la condizione è già
1855 stata rilevata (si avrebbe cioè una rottura della logica \textit{edge
1858 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1859 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1860 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1861 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1862 automaticamente disattivato (la cosa avviene contestualmente al ritorno di
1863 \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione) e per essere riutilizzato
1864 dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva chiamata con
1865 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1867 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1868 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1869 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1873 \fdecl{int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1876 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.}
1879 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1880 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1882 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1883 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1884 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1885 della scadenza di \param{timeout}.
1886 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1887 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1892 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1893 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1894 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1895 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1896 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1897 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1898 con l'argomento \param{maxevents}.
1900 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1901 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1902 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1903 indica di non attendere e ritornare immediatamente (anche in questo caso il
1904 valore di ritorno sarà nullo) o il valore $-1$, che indica un'attesa
1905 indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre un intero
1908 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1909 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1910 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1911 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1912 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1913 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1914 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1915 identificare il file descriptor, ed è per questo che, come accennato, è
1916 consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.
1918 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1919 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1920 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1921 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1922 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1923 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1924 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1925 luce delle modifiche.
1927 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1928 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1929 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1930 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1931 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1932 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1933 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1934 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1935 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1936 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1938 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1939 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1940 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1941 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1942 che consenta di reimpostare all'uscita una \index{maschera~dei~segnali}
1943 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1944 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}; in questo caso la
1945 funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funzione è stata
1946 introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di
1947 \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1951 \fdecl{int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1952 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1954 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando
1957 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1958 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori già
1959 visti con \funcd{epoll\_wait}.
1964 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1965 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1966 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1967 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1968 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1969 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1971 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1972 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1973 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1974 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1975 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1976 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1977 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1982 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1983 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1985 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1986 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1987 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1988 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1989 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1990 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1991 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1993 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1994 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1995 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1996 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1997 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1998 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1999 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
2000 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
2001 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
2002 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
2004 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
2005 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
2006 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
2007 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
2008 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
2009 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
2010 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}. In sostanza se non ci
2011 fossero i segnali non ci sarebbe da preoccuparsi, fintanto che si effettuano
2012 operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
2013 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte e
2014 devono essere riavviate.
2016 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
2017 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
2018 sincrona dei segnali, con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
2019 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
2020 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
2021 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
2022 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
2023 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
2024 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
2025 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
2026 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
2027 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
2029 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
2030 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
2031 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
2032 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
2033 opportuni file descriptor. Ovviamente si tratta di una funzionalità specifica
2034 di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista da nessuno
2035 standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.
2037 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
2038 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
2039 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
2040 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
2041 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
2042 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
2043 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
2044 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
2045 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
2047 La funzione di sistema che permette di abilitare la ricezione dei segnali
2048 tramite file descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella
2049 riportata è l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono
2050 infatti due versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
2051 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
2052 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
2053 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
2054 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
2055 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
2056 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
2057 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
2060 \fhead{sys/signalfd.h}
2061 \fdecl{int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
2063 \fdesc{Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.}
2066 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2067 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2069 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
2070 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2071 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
2072 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2073 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2074 associati al file descriptor.
2075 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2076 descriptor di \func{signalfd}.
2078 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2083 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2084 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2085 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2086 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2087 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2088 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2089 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2090 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2091 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2093 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2094 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2095 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
2096 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
2097 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
2098 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
2099 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
2100 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
2101 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
2103 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2104 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2105 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2106 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{si ricordi che questo è un
2107 argomento aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal
2108 kernel 2.6.27, per kernel precedenti il valore deve essere nullo.}
2109 L'argomento deve essere specificato come maschera binaria dei valori riportati
2110 in tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2115 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2117 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2120 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2121 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2122 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2123 chiusura automatica del file descriptor nella
2124 esecuzione di \func{exec}.\\
2127 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2128 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2129 \label{tab:signalfd_flags}
2132 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2133 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2134 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2135 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2136 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2137 installato in precedenza). Il blocco non ha invece nessun effetto sul file
2138 descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile pertanto
2139 ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.
2141 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2142 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2143 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2144 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2145 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2147 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2148 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2149 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2150 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2151 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2153 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2154 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2155 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2156 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2157 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2158 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2159 soltanto una volta. Questo significa che tutti i file descriptor su cui è
2160 presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le funzioni di
2161 \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su uno di essi il
2162 segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non saranno più
2163 disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una ulteriore
2164 occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.
2166 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2167 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2168 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2169 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2170 imposto con \func{sigprocmask}.
2172 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2173 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2174 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2175 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2176 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2177 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2178 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2179 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2180 pendenti attraverso una \func{exec}.
2182 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2183 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2184 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2185 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2186 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2187 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2188 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2189 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2191 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2192 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2193 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2194 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2195 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2196 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2197 successivo con \func{fcntl}.
2199 \begin{figure}[!htb]
2200 \footnotesize \centering
2201 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
2202 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2205 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2206 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2207 \label{fig:signalfd_siginfo}
2210 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2211 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2212 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2213 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2214 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2215 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2216 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2217 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2218 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2220 \begin{figure}[!htb]
2221 \footnotesize \centering
2222 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2223 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2226 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2227 \file{FifoReporter.c}.}
2228 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2231 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2232 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2233 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2234 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2235 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2236 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2237 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2238 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2240 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2241 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2242 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2243 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2244 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2245 \texttt{FifoReporter.c}).
2247 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2248 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2249 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2250 (\texttt{\small 12-16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2251 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2252 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2255 Il primo passo (\texttt{\small 19-20}) è la creazione di un file descriptor
2256 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2257 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2258 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2259 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2260 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22-25})
2261 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2262 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2263 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28-29}) di
2264 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2265 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30-33}) dovrà essere aggiunto con
2266 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2268 Occorrerà infine (\texttt{\small 35-38}) creare la \textit{named fifo} se
2269 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39-40}); una
2270 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2271 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2272 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2275 \begin{figure}[!htb]
2276 \footnotesize \centering
2277 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2278 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2281 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2282 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2285 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2286 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2-45}) che si è riportato in
2287 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2288 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2289 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2-3}) la presenza di un file
2290 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait} (si ricordi che entrambi i
2291 file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in osservazioni
2292 per eventi di tipo \const{EPOLLIN}) che si bloccherà fintanto che non siano
2293 stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un segnale.\footnote{per
2294 semplificare il codice non si è trattato il caso in cui \func{epoll\_wait}
2295 viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti quelli che possano
2296 interessare siano stati predisposti per la notifica tramite file descriptor,
2297 per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal programma.}
2299 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2300 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2301 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5-44}) sul numero
2302 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2303 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2304 del file descriptor riconosciuto come pronto, controllando cioè a quale dei
2305 due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2306 \var{events[i].data.fd}.
2308 Il primo condizionale (\texttt{\small 6-24}) è relativo al caso che si sia
2309 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2310 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2311 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2312 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2313 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8-24}) che prosegue fintanto che vi
2314 siano dati da leggere.
2316 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9-14}) se il valore di
2317 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2318 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2319 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2320 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati. Si ricordi infatti come
2321 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2322 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2323 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non vi
2324 saranno più dati da leggere.
2326 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2327 (\texttt{\small 19-20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2328 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf} ed il \textit{pid}
2329 del processo da cui lo ha ricevuto;\footnote{per la stampa si è usato il
2330 vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale corrisponde il nome
2331 del segnale avente il numero corrispondente, la cui definizione si è omessa
2332 dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} per brevità.} inoltre
2333 (\texttt{\small 21-24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2334 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2335 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2338 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26-39}) è invece relativo al caso in
2339 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2340 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2341 letture in un ciclo (\texttt{\small 28-39}) ripetendole fin tanto che la
2342 funzione \func{read} non restituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2343 (\texttt{\small 29-35}). Il procedimento è lo stesso adottato per il file
2344 descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso di
2345 errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si stampa
2346 anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.
2348 Se invece vi sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small
2349 36}) una terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto
2350 (\texttt{\small 37-38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2351 (\texttt{\small 40-44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2352 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2353 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2355 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2356 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2357 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2359 piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./a.out}
2360 FifoReporter starting, pid 4568
2363 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2365 root@hain:~# \textbf{echo prova > /tmp/reporter.fifo}
2373 mentre inviando un segnale:
2375 root@hain:~# \textbf{kill 4568}
2383 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2390 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2398 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2399 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2400 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2401 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2402 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2403 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2404 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2405 timer. In realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd} per
2406 ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia semplifica
2407 notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola \textit{system
2410 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2411 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2412 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2413 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2414 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2415 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2416 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2417 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2418 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione di sistema prevista,
2419 quella che consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui
2423 \fhead{sys/timerfd.h}
2424 \fdecl{int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2426 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2429 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2430 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2432 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2433 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2434 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2435 precedenti il 2.6.27.
2436 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2437 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2438 associati al file descriptor.
2439 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2440 descriptor di \func{signalfd}.
2442 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2446 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2447 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2448 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2449 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2450 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2451 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2452 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2453 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2454 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2455 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2456 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2461 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2463 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2466 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2467 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2468 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2469 chiusura automatica del file descriptor nella
2470 esecuzione di \func{exec}.\\
2473 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2474 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2476 \label{tab:timerfd_flags}
2479 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2480 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2481 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2482 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec} (a meno che
2483 non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2484 \const{TFD\_CLOEXEC}) e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2485 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2486 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2487 timer impostati con le funzioni ordinarie. Si ricordi infatti che, come
2488 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali pendenti nel
2489 padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.
2491 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2492 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2493 periodicità di ripetizione, per farlo si usa una funzione di sistema omologa
2494 di \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2495 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2498 \fhead{sys/timerfd.h}
2499 \fdecl{int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2500 const struct itimerspec *new\_value,\\
2501 \phantom{int timerfd\_settime(}struct itimerspec *old\_value)}
2503 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2506 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2507 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2509 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2511 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2513 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2514 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2515 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2520 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2521 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2522 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2523 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2524 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2525 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2527 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2528 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2529 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2530 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2531 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2532 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2533 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2534 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2535 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2536 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2537 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2539 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2540 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2543 \fhead{sys/timerfd.h}
2544 \fdecl{int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2546 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2549 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2550 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2552 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2554 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2555 con \func{timerfd\_create}.
2556 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2558 ed inoltre nel suo significato generico.
2563 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2564 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2566 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2567 dalla ultima impostazione che può essere usato per leggere le notifiche delle
2568 scadenze dei timer. Queste possono essere ottenute leggendo in maniera
2569 ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2572 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2573 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2574 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2575 % http://lwn.net/Articles/245533/
2576 % http://lwn.net/Articles/267331/
2579 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2580 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2582 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2583 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2584 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2585 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2586 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2587 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2588 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2589 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2590 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2591 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2592 operazioni di I/O volute.
2595 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2596 \label{sec:signal_driven_io}
2598 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2600 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2601 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2602 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2603 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2604 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2605 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2606 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2607 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2608 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2609 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2610 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2611 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2614 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2615 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2616 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2617 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2618 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2619 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2620 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2621 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2622 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2623 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2624 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2627 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2629 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2630 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2631 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2632 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2633 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2634 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2635 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2636 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2637 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2638 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2641 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2642 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2643 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2644 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2645 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2646 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2647 verrebbero notificati una volta sola.
2649 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2650 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2651 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2652 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2653 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2654 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2655 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2657 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2658 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2659 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2660 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2661 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2662 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2663 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2664 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2665 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2667 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2668 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2669 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2670 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2671 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2672 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2673 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2676 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2677 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2678 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2679 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2680 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2681 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2682 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2683 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2684 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2685 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2687 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2689 \itindend{signal~driven~I/O}
2693 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2694 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2696 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2697 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2698 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2699 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2700 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2701 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2702 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2703 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2704 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2705 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2706 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2707 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2708 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2711 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2712 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2713 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2714 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2715 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2716 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2717 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2718 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2719 nessuna funzionalità di notifica.
2721 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2722 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2723 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2724 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2725 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2726 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2727 \itindex{polling} \textit{polling}.
2729 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2730 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2731 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2732 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2733 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2734 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2735 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2737 \itindbeg{file~lease}
2739 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2740 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2741 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2742 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2743 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2745 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2746 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2747 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2748 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2749 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2750 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2751 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2752 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2753 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2754 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2756 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2757 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2758 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2759 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2760 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2761 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2763 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2764 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2765 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2766 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2767 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2768 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2769 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2770 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2775 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2777 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2780 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2781 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2782 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2785 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2786 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2787 \const{F\_GETLEASE}.}
2788 \label{tab:file_lease_fctnl}
2791 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2792 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2793 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2794 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2795 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2796 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2798 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2799 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2800 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2801 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2802 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2803 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2804 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2805 \textit{lease} su qualunque file.
2807 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2808 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2809 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2810 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2811 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2812 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2813 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2814 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2815 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2816 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2817 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2818 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2819 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2820 operazioni di lettura e scrittura.
2822 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2823 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2824 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2825 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2826 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2827 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2828 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2829 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2830 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2831 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2834 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2835 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2836 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2837 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2838 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2839 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2840 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2841 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2842 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2844 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2845 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2846 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2847 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2848 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2849 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2850 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2851 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2852 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2856 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2857 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2858 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2859 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2860 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2861 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2862 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2863 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2864 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2865 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2866 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2867 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2868 \struct{siginfo\_t}.
2870 \itindend{file~lease}
2875 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2877 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2880 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2881 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2882 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2883 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2884 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2885 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2886 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2887 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2888 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2890 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2891 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2892 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2893 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2894 directory (con \func{rename}).\\
2895 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2896 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2898 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2902 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2903 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2904 \label{tab:file_notify}
2907 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2908 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2909 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2910 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2911 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2912 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2913 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2915 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2916 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2917 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2918 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2919 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2920 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2921 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2922 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2923 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2924 specificare un valore nullo.
2928 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2929 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2930 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2931 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2932 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2933 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2934 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2936 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2937 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2938 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2939 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2940 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2941 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2942 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2943 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2944 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2948 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2949 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2950 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2951 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2952 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2953 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2954 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2955 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2956 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2958 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2959 {int inotify\_init(void)}
2961 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2963 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2964 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2966 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2967 \textit{inotify} consentite all'utente.
2968 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2970 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2976 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2977 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2978 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2979 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2980 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2981 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2982 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2983 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2984 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2985 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2986 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2987 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2988 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2989 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2990 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2992 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2993 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2994 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2995 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2996 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
2997 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
2998 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
2999 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
3000 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
3001 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
3002 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
3003 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
3004 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
3006 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
3007 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
3008 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
3009 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
3010 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
3011 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
3012 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
3013 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3014 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
3016 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
3018 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
3019 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3021 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
3022 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
3023 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
3024 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
3025 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
3027 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
3030 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
3031 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
3032 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
3033 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
3034 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
3035 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
3036 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
3037 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
3038 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
3039 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
3040 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
3041 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3042 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
3043 un solo file descriptor.
3045 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
3046 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
3047 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
3048 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
3049 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
3050 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
3051 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
3052 flag della prima parte.
3057 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
3059 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
3062 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
3064 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
3065 dell'\itindex{inode} \textit{inode}
3066 (o sugli attributi estesi, vedi
3067 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
3068 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3070 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3072 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
3073 directory in una directory sotto
3075 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3076 directory in una directory sotto
3078 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3079 directory) sotto osservazione.\\
3080 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3081 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3082 directory) sotto osservazione.\\
3083 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3084 directory sotto osservazione.\\
3085 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3086 directory sotto osservazione.\\
3087 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3089 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3090 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3091 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3092 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3093 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3094 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3095 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3099 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3100 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3101 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3102 \label{tab:inotify_event_watch}
3105 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3106 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3107 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3108 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3109 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3110 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3111 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3112 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3113 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3118 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3120 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3123 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3125 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3126 nell'argomento \param{mask}, invece di
3128 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3129 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3131 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3132 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3133 quelli per i file che contiene.\\
3136 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3137 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3138 modalità di osservazione.}
3139 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3142 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3143 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3144 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3145 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3146 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3148 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3149 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3150 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3151 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3152 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3153 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3154 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3155 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3156 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3158 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3159 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3160 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3161 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3162 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3163 sarà più notificato.
3165 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3166 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3167 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3168 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3169 la eventuale rimozione dello stesso.
3171 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3172 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3174 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3175 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3177 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3179 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3180 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3182 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3184 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3185 non è associato ad una coda di notifica.
3190 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3191 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3192 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3193 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3194 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3195 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3196 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3197 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3198 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3199 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3200 \func{inotify\_rm\_watch}.
3202 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3203 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3204 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3205 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3206 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3207 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3208 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3209 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3211 \begin{figure}[!htb]
3212 \footnotesize \centering
3213 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3214 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3217 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3218 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3219 \label{fig:inotify_event}
3222 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3223 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3224 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3225 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3226 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3227 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3228 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3229 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3230 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3231 il numero di file che sono cambiati.
3233 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3234 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3235 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3236 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3237 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3238 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3239 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3240 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3241 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3242 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3243 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3248 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3250 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3253 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3254 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3255 che in maniera implicita per la rimozione
3256 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3257 filesystem su cui questo si trova.\\
3258 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3259 (consente così di distinguere, quando si pone
3260 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3261 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3263 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3264 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3265 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3266 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3267 osservazione è stato smontato.\\
3270 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3271 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3272 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3275 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3276 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3277 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3278 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3279 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3280 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3282 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3283 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3284 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3285 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3286 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3288 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3289 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3290 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3291 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3292 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3293 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3294 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3295 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3296 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3297 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3298 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3299 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3301 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3302 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3303 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3304 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3305 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3306 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3308 \begin{figure}[!htbp]
3309 \footnotesize \centering
3310 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3311 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3314 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3315 \label{fig:inotify_monitor_example}
3318 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3319 programma inizia controllando (\texttt{\small 11-15}) che sia rimasto almeno
3320 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3321 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3322 passa (\texttt{\small 16-20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3323 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3326 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21-30}) alla coda di
3327 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3328 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3329 (\texttt{\small 22-29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3330 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3331 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3332 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3333 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3334 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3335 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3337 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3338 (\texttt{\small 32-56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3339 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3340 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3341 si saranno verificati eventi.
3343 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3344 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3345 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3346 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3347 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3348 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3349 errore di lettura (\texttt{\small 35-40}) il programma esce con un messaggio
3350 di errore (\texttt{\small 37-39}), a meno che non si tratti di una
3351 interruzione della \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si
3354 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3355 43-52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3356 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3357 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3358 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3359 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3360 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3361 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3362 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3363 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3364 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3365 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3367 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3368 si stampa (\texttt{\small 47-49}); si noti come in questo caso si sia
3369 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3370 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3371 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3372 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3373 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3374 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3375 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3376 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3377 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3378 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3379 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3380 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3382 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3383 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3386 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ \textbf{./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/}
3388 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3391 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3396 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3397 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3398 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3399 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3400 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3401 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3402 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3403 tale evenienza non si verificherà mai.
3405 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3406 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3407 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3408 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3409 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3410 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3411 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3412 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3413 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3414 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3415 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3416 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3417 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3418 chiamata di \func{read}.
3420 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3421 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3422 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3423 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3424 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3425 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3426 raggruppati in un solo evento.
3430 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3431 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3434 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3435 \label{sec:file_asyncronous_io}
3437 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3438 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3441 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3442 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3443 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3444 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3445 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3446 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3447 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3449 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3450 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3451 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente),
3452 essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor
3453 per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.
3454 Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono
3455 vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3456 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3459 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3460 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3461 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3462 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3463 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3464 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3465 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3468 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3469 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3470 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3471 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3472 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3473 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3474 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3476 \begin{figure}[!htb]
3477 \footnotesize \centering
3478 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3479 \includestruct{listati/aiocb.h}
3482 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3484 \label{fig:file_aiocb}
3487 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3488 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3489 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3490 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3491 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3492 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3493 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3494 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3495 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3496 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3497 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3498 del blocco di dati da trasferire.
3500 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3501 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3502 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3503 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3504 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3505 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3506 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3507 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3508 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3509 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3510 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3512 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3513 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3514 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3515 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3516 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3518 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3519 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3520 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3521 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3525 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3526 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3528 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3529 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3532 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3533 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3535 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3536 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3537 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3538 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3539 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3544 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3545 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3546 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3547 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3548 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3549 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3550 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3551 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3554 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3555 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3556 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3557 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3558 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3559 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3560 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3561 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3562 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3564 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3565 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3566 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3567 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3568 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3569 errore; il suo prototipo è:
3570 \begin{prototype}{aio.h}
3571 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3573 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3576 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3577 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3581 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3582 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3583 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3584 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3585 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3586 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3587 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3588 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3589 \func{write} e \func{fsync}.
3591 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3592 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3593 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3594 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3596 \begin{prototype}{aio.h}
3597 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3599 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3602 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3606 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3607 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3608 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3609 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3610 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3612 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3613 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3614 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare
3615 sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di
3616 I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3619 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3620 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3621 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3622 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3624 \begin{prototype}{aio.h}
3625 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3627 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3629 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3630 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3631 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3634 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3635 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3636 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3637 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3638 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3639 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3640 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3641 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3643 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3644 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3645 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3646 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3647 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3649 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3650 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3651 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3652 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3654 \begin{prototype}{aio.h}
3655 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3657 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3660 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3661 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3662 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3666 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3667 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3668 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3669 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3670 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3671 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3672 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3673 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3674 \headfile{aio.h}) sono tre:
3675 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3676 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3677 cancellazione sono state già completate,
3679 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3682 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3683 corso e non sono state cancellate.
3686 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3687 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3688 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3689 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3690 del loro avvenuto completamento.
3692 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3693 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3694 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3695 specifica operazione; il suo prototipo è:
3696 \begin{prototype}{aio.h}
3697 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3700 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3701 operazioni specificate da \param{list}.
3703 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3704 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3707 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3709 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3710 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3715 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3716 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3717 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3718 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3719 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3720 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3721 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3722 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3723 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3725 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3726 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3727 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3728 \begin{prototype}{aio.h}
3729 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3732 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3733 secondo la modalità \param{mode}.
3735 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3736 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3738 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3740 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3741 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3742 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3743 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3744 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3749 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3750 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3751 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3752 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3753 che può prendere i valori:
3754 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3755 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3756 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3757 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3759 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3760 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3761 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3762 quelle non completate.
3764 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3765 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3766 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3767 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3768 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3769 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3770 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3773 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3774 \label{sec:file_advanced_io}
3776 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3777 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3778 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3779 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3780 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3781 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3785 \subsection{File mappati in memoria}
3786 \label{sec:file_memory_map}
3788 \itindbeg{memory~mapping}
3789 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3790 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3791 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3792 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3793 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3794 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3798 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3799 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3800 mappatura in memoria di un file.}
3801 \label{fig:file_mmap_layout}
3804 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3805 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3806 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3807 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3808 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3809 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3810 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3811 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3812 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3813 \textsl{memoria mappata su file}.
3815 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3816 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3817 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3818 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3819 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3820 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3823 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3824 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3825 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3826 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3827 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3828 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3831 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3832 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3833 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3834 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3835 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3837 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3838 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3839 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3844 \headdecl{sys/mman.h}
3846 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3849 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3851 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3852 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3853 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3855 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3856 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3857 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3858 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3859 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3860 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3861 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3862 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3863 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3864 dimensione delle pagine).
3865 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3866 \param{fd} è aperto in scrittura.
3867 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3868 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3869 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3870 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3871 numero di mappature possibili.
3872 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3874 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3875 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3876 l'opzione \texttt{noexec}.
3877 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3878 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3883 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3884 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3885 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3886 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3891 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3893 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3896 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3897 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3898 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3899 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3902 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3903 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3904 \label{tab:file_mmap_prot}
3907 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3908 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3909 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3910 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3911 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3912 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3913 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3914 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3915 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3916 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3917 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3918 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3920 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3921 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3922 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3923 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3924 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3925 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3930 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3932 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3935 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3936 da \param{start}, se questo non può essere usato
3937 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3938 valore di \param{start} deve essere allineato
3939 alle dimensioni di una pagina.\\
3940 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3941 riportati sul file e saranno immediatamente
3942 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3943 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3944 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3945 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3946 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3947 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3948 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3949 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3950 privata cui solo il processo chiamante ha
3951 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3952 il meccanismo del \textit{copy on
3953 write} \itindex{copy~on~write} e
3954 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3955 specificato se i cambiamenti sul file originale
3956 vengano riportati sulla regione
3957 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3958 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3959 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3960 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3961 scrittura sul file dovevano fallire con
3962 \errcode{ETXTBSY}).\\
3963 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3964 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3965 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3966 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3968 modifiche fatte alla regione mappata, in
3969 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3970 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3971 un \signal{SIGSEGV}.\\
3972 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3974 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3975 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3976 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3977 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3978 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3979 ignorati.\footnotemark\\
3980 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3981 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3982 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3983 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3984 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3985 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3986 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3987 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3988 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3989 necessarie alla mappatura.\\
3990 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3991 non causa I/O.\footnotemark\\
3992 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3993 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3995 % \const{MAP\_HUGETLB}& da trattare.\\
3996 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
3997 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
4001 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
4002 \label{tab:file_mmap_flag}
4005 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
4008 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
4009 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
4010 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
4011 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
4013 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
4014 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
4015 parleremo più avanti.}
4017 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
4018 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
4019 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
4020 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
4021 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
4022 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
4023 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
4026 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
4027 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
4028 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
4029 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
4030 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
4031 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
4032 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
4033 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
4035 \begin{figure}[!htb]
4037 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
4038 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
4039 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
4040 \label{fig:file_mmap_boundary}
4043 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
4044 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
4045 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
4046 bordo della pagina successiva.
4048 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
4049 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
4050 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
4051 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
4052 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
4055 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
4056 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
4057 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
4058 quella della mappatura in memoria.
4060 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
4061 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
4062 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
4063 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
4064 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
4066 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
4067 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
4068 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
4069 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
4070 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
4071 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
4072 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
4073 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
4074 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
4075 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
4079 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4080 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4081 alla lunghezza richiesta.}
4082 \label{fig:file_mmap_exceed}
4085 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4086 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4087 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4088 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4089 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4090 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4091 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4092 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4095 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4096 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4097 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4098 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4099 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4100 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4101 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4102 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4103 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4105 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4106 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
4107 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
4108 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
4109 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
4110 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
4111 sistema della memoria virtuale.
4113 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
4114 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4115 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4116 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4117 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4119 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4120 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4121 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4122 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4123 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4124 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4127 \headdecl{sys/mman.h}
4129 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4131 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4133 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4134 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4136 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4137 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4139 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4140 precedentemente mappata.
4145 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4146 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4147 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4148 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4149 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4150 del file aggiornato.
4156 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4158 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4161 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4162 quando questa è stata completata.\\
4163 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4164 non attendendo che questa sia finita.\\
4165 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4166 in memoria così da rendere necessaria una
4167 rilettura immediata delle stesse.\\
4170 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4171 \label{tab:file_mmap_msync}
4174 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4175 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4176 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4177 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4178 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4179 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4180 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4181 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4182 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4184 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4185 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4188 \headdecl{sys/mman.h}
4190 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4192 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4194 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4195 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4197 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4198 precedentemente mappata.
4203 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4204 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4205 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4206 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4207 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4208 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4209 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4210 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4211 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4213 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4214 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4215 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4216 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4217 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4219 % \headdecl{unistd.h}
4220 \headdecl{sys/mman.h}
4222 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4224 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4227 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4228 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4230 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4231 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4232 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4233 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4234 ha solo accesso in lettura.
4235 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4236 % necessarie all'interno del kernel.
4237 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4240 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4245 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4246 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4247 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4248 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4249 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4250 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4252 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4253 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4254 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4255 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4258 \headdecl{sys/mman.h}
4260 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4261 new\_size, unsigned long flags)}
4263 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4265 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4266 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4267 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4270 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4272 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4273 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4274 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4275 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4276 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4277 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4278 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4284 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4285 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4286 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4287 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4288 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4289 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4290 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4291 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4292 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4293 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4294 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4295 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4297 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4298 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4299 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4300 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4301 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4302 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4303 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4305 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4306 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4307 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4308 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4309 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4310 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4312 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4313 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4314 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4315 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4316 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4317 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4318 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4319 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4320 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4321 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4322 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4324 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4325 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4326 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4327 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4328 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4329 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4330 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4331 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4332 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4333 \textit{memory mapping}.
4335 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4336 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4337 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4338 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4339 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4340 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4341 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4342 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4344 \headdecl{sys/mman.h}
4346 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4347 ssize\_t pgoff, int flags)}
4349 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4351 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4352 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4354 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4355 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4356 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4361 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4362 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4363 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4364 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4365 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4366 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4369 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4370 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4371 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4372 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4373 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4374 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4375 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4376 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4378 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4379 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4380 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4381 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4382 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4383 \textit{memory mapping}.
4385 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4386 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4387 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4388 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4389 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4390 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4391 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4392 interessate dal \textit{memory mapping}.
4394 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4395 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4396 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4397 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4398 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4399 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4400 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4401 \const{MAP\_POPULATE}.
4403 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4404 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4405 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4406 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4407 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4408 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4409 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4411 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4412 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4413 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4414 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4415 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4416 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4418 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4419 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4420 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4421 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4422 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4423 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4425 \headdecl{sys/mman.h}
4427 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4429 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4431 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4432 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4434 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4435 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4436 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4437 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4438 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4439 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4440 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4441 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4442 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4443 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4446 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4450 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4451 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4452 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4453 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4454 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4455 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4456 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4457 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4458 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4459 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4460 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4461 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4466 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4468 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4471 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4472 di default usato quando non si è chiamato
4474 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4475 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4476 anticipata con il meccanismo del
4477 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4478 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4479 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4480 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4481 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4482 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4483 scartare immediatamente le pagine una volta che
4484 queste siano state lette.\\
4485 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4486 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4487 deve essere incentivata.\\
4488 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4489 futuro, pertanto le pagine possono essere
4490 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4491 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4492 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4493 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4495 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4496 relativo supporto sottostante; è supportato
4497 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4498 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4499 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4500 ereditato dal processo figlio dopo una
4501 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4502 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4503 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4504 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4505 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4506 causare problemi per l'hardware che esegue
4507 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4508 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4509 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4510 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4511 principalmente ad uso dei sistemi di
4512 virtualizzazione).\footnotemark\\
4515 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4516 \label{tab:madvise_advice_values}
4519 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4522 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4523 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4524 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4525 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4526 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4527 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4528 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4529 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4530 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4531 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4533 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4534 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4535 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4536 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4537 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4538 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4539 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4540 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4541 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4543 \itindend{memory~mapping}
4546 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4547 \label{sec:file_multiple_io}
4549 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4550 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4551 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4552 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4553 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4554 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4555 contare sulla atomicità delle operazioni.
4557 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4558 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4559 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4560 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4561 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4562 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4563 relativi prototipi sono:
4565 \headdecl{sys/uio.h}
4567 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4568 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4570 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4572 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4573 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4574 assumerà uno dei valori:
4576 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4577 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4578 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4579 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4580 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4581 non ci sono dati in lettura.
4582 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4584 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4585 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4586 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4587 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4590 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4591 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4592 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4593 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4594 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4596 \begin{figure}[!htb]
4597 \footnotesize \centering
4598 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4599 \includestruct{listati/iovec.h}
4602 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4604 \label{fig:file_iovec}
4607 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4608 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4609 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4610 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4611 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4612 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4613 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4614 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4615 specificati nel vettore \param{vector}.
4617 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4618 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4619 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4620 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4621 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4622 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4623 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4624 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4626 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4627 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4628 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4629 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4630 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4631 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4632 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4634 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4635 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4636 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4637 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4638 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4639 corrispondenti a quanto aspettato.
4641 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4642 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4643 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4644 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4645 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4646 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4647 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4648 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4649 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4650 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4651 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4652 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4653 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4655 \headdecl{sys/uio.h}
4657 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4659 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4662 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4665 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4666 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4667 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4668 per \var{errno} anche i valori:
4670 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4671 usato come \type{off\_t}.
4672 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4677 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4678 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4679 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4680 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4681 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4682 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4684 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4685 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4686 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4687 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4688 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4689 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4693 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4695 \label{sec:file_sendfile_splice}
4697 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4698 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4699 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4700 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4702 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4703 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4704 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4705 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4706 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4707 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4708 questo tipo di situazioni.
4710 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4711 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4712 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4713 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4714 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4715 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4716 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4717 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4718 di \funcd{sendfile} è:
4720 \headdecl{sys/sendfile.h}
4722 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4725 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4727 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4728 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4731 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4732 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4733 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4734 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4736 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4737 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4740 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4744 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4745 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4746 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4747 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4748 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4751 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4752 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4753 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4754 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4755 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4756 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4757 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4758 letti da \param{in\_fd}.
4760 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4761 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4762 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4763 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4764 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4765 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4766 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4767 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4768 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4769 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4770 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4771 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4772 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4773 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4774 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4776 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4777 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4778 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4779 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4780 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4781 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4782 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4783 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4784 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4785 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4786 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4787 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4788 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4789 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4790 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4791 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4793 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4794 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4795 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4796 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4797 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4798 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4799 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4801 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4802 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4803 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4804 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4805 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4806 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4807 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4808 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4809 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4810 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4811 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4812 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4813 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4814 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4815 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4816 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4817 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4818 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4819 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4821 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4822 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4823 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4824 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4825 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4826 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4827 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4828 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4829 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4830 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4831 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4832 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4833 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4834 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4835 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4836 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4839 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4840 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4841 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4842 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4843 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4844 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4845 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4846 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4847 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4848 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4849 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4854 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4855 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4857 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4859 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4860 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4863 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4864 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4865 aperti in lettura o scrittura.
4866 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4867 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4868 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4869 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4871 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4873 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4874 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4879 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4880 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4881 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4882 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4883 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4884 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4885 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4886 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4888 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4889 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4890 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4891 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4892 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4893 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4894 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4895 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4896 il suddetto file in modalità non bloccante).
4898 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4899 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4900 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4901 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4902 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4903 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4904 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4905 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4906 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4907 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4908 specificato come valore non nullo.
4910 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4911 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4912 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4913 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4914 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4915 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4916 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4921 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4923 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4926 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4927 di memoria contenenti i dati invece di
4928 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4930 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4931 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4932 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4933 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4934 questo significa che la funzione potrà
4935 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4936 file descriptor (a meno che anch'essi non
4937 siano stati aperti in modalità non
4939 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4940 ulteriori dati in una \func{splice}
4941 successiva, questo è un suggerimento utile
4942 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4943 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4944 solo da \func{splice}, potrà essere
4945 implementato in futuro anche per
4946 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4947 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4948 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4949 se impostato una seguente \func{splice} che
4950 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4951 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4952 essere copiate; per usare questa opzione i
4953 dati dovranno essere opportunamente allineati
4954 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4955 memoria. Viene usato soltanto da
4959 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4960 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4962 \label{tab:splice_flag}
4965 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4966 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4967 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4968 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4969 saranno comunque copiate.}
4971 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4972 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4973 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4974 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4975 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4977 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4978 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4981 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4982 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4983 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4984 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4985 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4986 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4987 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4989 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4990 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4991 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4992 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4993 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4997 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4998 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4999 \label{fig:splicecp_data_flux}
5002 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
5003 (\texttt{\small 13-16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
5004 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
5005 (\texttt{\small 18-22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23-27}) ed
5006 infine (\texttt{\small 28-31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
5008 \begin{figure}[!htbp]
5009 \footnotesize \centering
5010 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5011 \includecodesample{listati/splicecp.c}
5014 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
5016 \label{fig:splice_example}
5019 Il ciclo principale (\texttt{\small 33-58}) inizia con la lettura dal file
5020 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34-35}), in questo
5021 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
5022 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
5023 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
5024 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
5025 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
5026 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
5028 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
5029 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
5030 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
5031 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
5032 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
5033 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
5034 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
5035 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37-44}) c'è stato un
5036 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
5037 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
5038 (\texttt{\small 41-43}).
5040 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
5041 (\texttt{\small 45-57}); questo inizia (\texttt{\small 46-47}) con la
5042 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
5043 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
5044 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
5045 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
5046 del file di destinazione.
5048 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
5049 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
5050 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
5051 (\texttt{\small 48-55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
5052 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
5053 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
5054 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
5055 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
5056 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
5057 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
5058 presenti sul buffer.
5060 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
5061 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
5062 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
5063 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
5064 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
5066 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
5067 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
5068 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
5069 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
5070 genere di migliorare le prestazioni.
5072 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
5073 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
5074 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
5075 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
5076 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5077 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5079 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5080 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5081 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5085 \headdecl{sys/uio.h}
5087 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
5088 nr\_segs, unsigned int flags)}
5090 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
5092 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5093 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5096 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5097 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5098 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5099 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5100 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5106 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5107 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5108 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5109 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5110 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5111 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5112 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5113 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5114 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5115 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5116 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5117 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5119 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5120 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5121 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5122 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5123 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5124 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5125 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5126 eseguire una copia dei dati che contengono.
5128 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5129 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5130 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5131 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5132 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5133 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5137 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5140 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5142 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5143 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5146 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5147 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5148 stessa \textit{pipe}.
5149 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5155 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5156 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5157 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5158 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5159 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5160 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5161 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5162 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5163 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5164 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5165 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5166 funzione non bloccante.
5168 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5169 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5170 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5171 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5172 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5173 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5174 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5175 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5176 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5177 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5178 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5179 allegati alla guida.
5181 \begin{figure}[!htbp]
5182 \footnotesize \centering
5183 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5184 \includecodesample{listati/tee.c}
5187 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5188 standard input sullo standard output e su un file.}
5189 \label{fig:tee_example}
5192 La prima parte del programma (\texttt{\small 10-35}) si cura semplicemente di
5193 controllare (\texttt{\small 11-14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5194 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15-19}) e che sia lo
5195 standard input (\texttt{\small 20-27}) che lo standard output (\texttt{\small
5196 28-35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5198 Il ciclo principale (\texttt{\small 37-58}) inizia con la chiamata a
5199 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5200 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5201 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5202 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5203 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5204 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5205 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42-44}) o si stampa un messaggio
5206 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44-47}).
5208 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5209 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5210 scrittura (\texttt{\small 50-58}) in cui si ripete una chiamata a
5211 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5212 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5213 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5214 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5216 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5217 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5218 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5219 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5220 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5221 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5222 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5223 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5224 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5225 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5226 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5227 copiati i puntatori.
5229 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5232 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5233 \label{sec:file_fadvise}
5235 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5236 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5237 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5238 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5239 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5240 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5242 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5243 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5244 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5245 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5246 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5247 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5248 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5251 \itindbeg{read-ahead}
5253 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5254 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5255 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5256 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5257 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5258 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5259 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5263 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5265 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5267 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5268 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5270 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5271 valido o non è aperto in lettura.
5272 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5273 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5278 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5279 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5280 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5281 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5282 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5283 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5284 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5286 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5287 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5288 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5289 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5290 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5291 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5292 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5293 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5294 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5296 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5297 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5298 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5299 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5300 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5301 nelle operazioni successive.
5303 \itindend{read-ahead}
5305 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5306 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5307 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5308 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5309 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5310 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5311 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5312 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5313 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5314 valore di almeno 600, è:
5318 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5320 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5322 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5323 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5325 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5327 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5328 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5329 (come una pipe o un socket).
5330 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5331 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5336 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5337 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5338 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5339 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5340 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5341 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5342 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5343 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5344 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5345 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5346 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5347 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5348 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5349 che utilizza semplicemente l'informazione.
5354 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5356 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5359 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5360 riguardo le modalità di accesso, il
5361 comportamento sarà identico a quello che si
5362 avrebbe senza nessun avviso.\\
5363 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5364 accedere ai dati specificati in maniera
5365 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5367 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5368 completamente causale.\\
5369 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5370 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5371 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5374 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5375 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5377 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5380 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5381 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5382 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5383 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5384 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5385 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5386 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5387 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5388 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5389 riportarsi al comportamento di default.
5391 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5392 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5393 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5394 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5395 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5396 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5397 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5398 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5399 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5401 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5402 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5403 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5404 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5405 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5406 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5407 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5408 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5410 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5411 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5412 specifica per le operazioni di scrittura,
5413 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5414 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5415 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5416 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5421 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5423 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5425 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5426 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5427 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5429 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5430 valido o non è aperto in scrittura.
5431 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5433 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5434 la dimensione massima consentita per un file.
5435 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5437 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5439 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5444 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5445 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5446 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5447 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5448 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5449 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5450 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5451 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5453 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5454 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5455 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5456 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5457 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5458 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5459 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5460 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5461 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5462 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5463 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5464 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5465 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5467 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5468 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5469 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5470 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5471 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5472 diventa effettivamente disponibile.
5474 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5475 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5476 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5477 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5478 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5479 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5480 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5481 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5482 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5483 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5485 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5486 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5487 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5488 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5489 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5490 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5491 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5493 \headdecl{linux/fcntl.h}
5495 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5497 Prealloca dello spazio disco per un file.
5499 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5500 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5502 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5503 valido aperto in scrittura.
5504 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5505 dimensioni massime di un file.
5506 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5507 minore o uguale a zero.
5508 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5510 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5511 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5512 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5513 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5514 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5516 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5520 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5521 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5522 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5523 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5524 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5525 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5526 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5527 dimensione corrente.
5529 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5530 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5531 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5532 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5535 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5536 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5538 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5539 % http://lwn.net/Articles/432757/
5542 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5543 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5544 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5545 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5546 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5547 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5548 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5549 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5550 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5551 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5552 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5553 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5554 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5555 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5556 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5557 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5558 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5559 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5560 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5561 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5562 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5563 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5564 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5565 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5566 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5567 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5568 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5569 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5570 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5571 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5572 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5573 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5574 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5575 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5576 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5577 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5578 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5579 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5580 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5581 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5582 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5583 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5584 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5585 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5586 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5587 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5588 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5589 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5590 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5591 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5592 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5593 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5594 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5595 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5596 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5599 %%% Local Variables:
5601 %%% TeX-master: "gapil"
5603 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5604 % LocalWords: message kill received means exit