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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere
54 un altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}\itindex{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
87 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
88 \label{sec:file_select}
90 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
91 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
92 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
93 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
94 \funcd{select}, il cui prototipo è:
97 \headdecl{sys/types.h}
99 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
100 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
102 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
105 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
106 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
107 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
109 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
111 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
112 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
113 un valore non valido per \param{timeout}.
115 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
119 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
120 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
121 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
122 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
125 \itindbeg{file~descriptor~set}
127 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
128 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
129 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
130 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
131 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
132 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
133 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
135 \headdecl{sys/time.h}
136 \headdecl{sys/types.h}
138 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
139 Inizializza l'insieme (vuoto).
141 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
142 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
144 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
145 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
147 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
148 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
151 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
152 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
153 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
154 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
155 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
156 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
157 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
158 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
159 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
160 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
161 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
163 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
164 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
165 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
166 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
167 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
168 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
169 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
170 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
171 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
173 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
174 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
175 specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
176 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
177 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
178 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
179 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
180 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
181 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
182 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
183 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
184 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
185 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
186 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
187 corrente dei file descriptor.
189 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
190 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
191 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
192 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
193 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
194 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
195 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
196 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
197 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
200 \itindend{file~descriptor~set}
202 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
203 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
204 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
205 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
206 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
207 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
208 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
209 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
210 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
211 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
212 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
214 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
215 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
216 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
217 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
218 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
219 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
220 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
222 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
223 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
224 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
225 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
226 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
227 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
229 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
230 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
231 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
232 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
233 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
234 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
235 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
236 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
237 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
238 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
239 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
240 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
241 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
242 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
243 \begin{prototype}{sys/select.h}
244 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
245 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
247 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
250 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
251 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
252 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
254 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
256 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
257 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
258 un valore non valido per \param{timeout}.
260 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
263 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
264 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
265 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
266 caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
267 che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
268 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
269 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
272 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
273 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
274 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
275 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
276 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
277 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
278 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
279 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
280 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
281 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
283 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
284 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
285 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
286 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
287 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
288 \includecodesnip{listati/select_race.c}
289 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
290 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
291 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
293 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
294 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
295 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
296 kernel 2.6.26, non è presente la relativa system call, e la funzione è
297 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
298 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
299 \textit{race condition} permane; esiste però una soluzione, chiamata
300 \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire
301 una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in
302 lettura della stessa, e indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo
303 in scrittura all'interno del manipolatore; in questo modo anche se il
304 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
305 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
306 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
308 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
309 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
310 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
311 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
313 % TODO pselect è stata introdotta nel kernel 2.6.16 (o 15 o 17?) insieme a
314 % ppoll mettere e verificare, vedi articolo LWN http://lwn.net/Articles/176750/
317 \subsection{La funzione \func{poll}}
318 \label{sec:file_poll}
320 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
321 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
322 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
323 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
324 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
326 \begin{prototype}{sys/poll.h}
327 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
329 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
332 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
333 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
334 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
336 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
338 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
339 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
340 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
342 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
345 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
346 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
347 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
348 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
349 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
350 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
351 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
352 \textsl{non-bloccante}).
355 \footnotesize \centering
356 \begin{minipage}[c]{15cm}
357 \includestruct{listati/pollfd.h}
360 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
361 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
362 \label{fig:file_pollfd}
365 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
366 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
367 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
368 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
369 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
370 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
371 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
372 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
373 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
374 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
375 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
376 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
378 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
379 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
380 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
381 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
382 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
383 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
384 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
389 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
391 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
394 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
395 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
396 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
397 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
400 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
401 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
402 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
404 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
405 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
406 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
408 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
411 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
412 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
413 \label{tab:file_pollfd_flags}
416 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
417 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
418 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
419 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
420 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
421 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
422 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
423 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
424 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
425 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
426 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
427 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
428 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
429 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
430 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
431 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
433 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
434 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
435 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
436 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
437 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
438 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
442 % TODO accennare a ppoll
444 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
445 %\label{sec:file_epoll}
450 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
451 \label{sec:file_asyncronous_access}
453 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
454 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
455 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
456 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
457 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
458 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
459 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
460 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
461 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
462 operazioni di I/O volute.
465 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
466 \label{sec:file_asyncronous_operation}
468 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
469 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
470 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
471 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
472 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
473 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
474 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
476 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
477 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
478 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
479 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
480 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
483 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
484 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
485 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
486 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
487 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
488 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
489 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
490 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
491 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
492 \textit{signal driven I/O}.
494 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
495 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
496 hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
497 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
498 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
499 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
500 percentuale) sono diventati attivi.
502 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
503 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
504 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
505 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
506 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
507 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
508 verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
509 POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono accodati e che permettono di
510 riconoscere il file descriptor che li ha emessi. In questo caso infatti si può
511 fare ricorso alle informazioni aggiuntive restituite attraverso la struttura
512 \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa \var{sa\_sigaction} del
513 gestore installata con il flag \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto
514 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
516 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
517 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
518 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
519 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
520 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
521 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
522 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
523 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
524 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
525 descriptor che ha generato il segnale.
527 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
528 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
529 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
530 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
531 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
532 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
533 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
534 la coda. Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non
535 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
536 invierà al suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti
537 i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i
538 file diventati attivi.
540 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
543 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
544 \label{sec:file_asyncronous_lease}
546 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
547 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
548 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
549 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
550 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
551 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
552 non prevede alcun meccanismo per cui un processo possa essere
553 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
554 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
555 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
556 \const{SIGHUP} che, per convenzione adottata dalla gran parte di detti
557 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
558 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
561 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
562 generale comporterebbe un notevole aumento di complessità dell'architettura
563 della gestione dei file, per fornire una funzionalità necessaria soltanto in
564 casi particolari. Dato che all'origine di Unix i soli programmi che potevano
565 avere una tale esigenza erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base
566 della progettazione, che era di far fare al kernel solo le operazioni
567 strettamente necessarie e lasciare tutto il resto a processi in user space,
568 non era stata prevista nessuna funzionalità di notifica.
570 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
571 tipo (molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad interfaccia
572 grafica) sono state successivamente introdotte delle estensioni che
573 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
574 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
575 \itindex{polling}\textit{polling}.
577 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
578 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
579 supportano meccanismi simili). Esse sono realizzate, e solo a partire dalla
580 versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni \textsl{comandi}
581 aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che
582 divengono disponibili soltanto se si è definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}
583 prima di includere \file{fcntl.h}.
587 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
588 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
589 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
590 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
591 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
594 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
595 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
596 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
597 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
598 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
599 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
600 real-time.} e si è installato il manipolatore del segnale con
601 \const{SA\_SIGINFO} si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura
602 \struct{siginfo\_t} il valore del file descriptor del file sul quale è stato
603 compiuto l'accesso; in questo modo un processo può mantenere anche più di un
606 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
607 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
608 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
609 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
610 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
611 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
613 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
614 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
615 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
616 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
617 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
618 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
619 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
624 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
626 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
629 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
630 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
631 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
634 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
635 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
636 \const{F\_GETLEASE}.}
637 \label{tab:file_lease_fctnl}
640 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
641 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
642 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
643 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
644 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
645 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
647 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
648 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
649 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
650 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
651 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
652 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
653 \const{CAP\_LEASE}) può acquisire \textit{lease} su qualunque file.
655 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
656 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
657 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
658 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
659 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
660 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
661 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
662 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
663 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
664 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
665 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
666 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
667 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
668 operazioni di lettura e scrittura.
670 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
671 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
672 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
673 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
674 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
675 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
676 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
677 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
678 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
679 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
682 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
683 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
684 \file{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
685 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
686 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
687 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
688 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
689 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
690 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
693 \index{file!notify|(}
695 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
696 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
697 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file viene
698 modificato, che è quanto necessario ad esempio ai programma di gestione dei
699 file dei vari desktop grafici.
701 Per risolvere questo problema è stata allora creata un'altra interfaccia che
702 consente di richiedere una notifica quando una directory, o di uno qualunque
703 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
704 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma questo
705 può essere modificato e si può ottenere nel manipolatore il file descriptor
706 che è stato modificato dal contenuto della struttura \struct{siginfo\_t}.
710 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
711 certa directory eseguendo \func{fcntl} su un file descriptor \param{fd}
712 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
713 l'argomento \param{arg} serve ad indicare per quali classi eventi si vuole
714 ricevere la notifica, e prende come valore una maschera binaria composta
715 dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
716 tab.~\ref{tab:file_notify}.
721 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
723 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
726 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
727 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
728 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
729 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
730 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
731 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
732 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
733 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
734 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
736 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
737 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
738 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
739 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
740 directory (con \func{rename}).\\
741 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
742 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
744 \const{DN\_MULTISHOT}& richiede una notifica permanente di tutti gli
748 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
749 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
750 \label{tab:file_notify}
753 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando
754 \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una sola
755 volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
756 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta se
757 desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
758 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
759 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
760 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
761 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
762 specificare un valore nullo.
764 \index{file!notify|)}
774 % TODO inserire anche inotify
778 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
779 \label{sec:file_asyncronous_io}
781 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
782 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
783 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
784 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
785 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
786 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
787 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
789 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
790 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
791 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente}system call lente), essa è
792 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
793 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
794 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
795 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
796 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
799 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
800 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
801 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
802 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
803 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
804 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
805 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
807 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
808 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
809 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
810 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
811 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
812 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
813 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
816 \footnotesize \centering
817 \begin{minipage}[c]{15cm}
818 \includestruct{listati/aiocb.h}
821 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
823 \label{fig:file_aiocb}
826 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
827 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
828 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
829 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
830 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
831 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
832 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
833 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
834 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
835 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
836 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
837 del blocco di dati da trasferire.
839 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
840 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
841 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
842 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
843 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
844 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
845 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
846 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
847 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
848 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
849 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
852 \footnotesize \centering
853 \begin{minipage}[c]{15cm}
854 \includestruct{listati/sigevent.h}
857 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
858 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
859 \label{fig:file_sigevent}
862 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
863 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
864 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
865 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
866 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
867 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
868 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
869 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
870 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
871 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
872 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
873 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
875 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
876 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
877 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
878 \var{sigev\_notify\_attribute}.
881 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
882 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
883 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
884 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
888 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
889 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
891 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
892 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
895 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
896 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
898 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
899 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
900 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
901 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
902 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
907 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
908 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
909 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
910 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
911 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
912 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
913 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
914 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
916 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
917 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
918 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
919 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
920 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
921 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
922 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
923 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
926 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
927 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
928 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
929 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
930 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
931 errore; il suo prototipo è:
932 \begin{prototype}{aio.h}
933 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
935 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
938 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
939 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
943 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
944 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
945 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
946 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
947 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
948 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
949 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
950 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
953 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
954 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
955 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
956 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
958 \begin{prototype}{aio.h}
959 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
961 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
964 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
968 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
969 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
970 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
971 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
972 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
974 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
975 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
976 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
977 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
978 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
981 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
982 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
983 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
984 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
986 \begin{prototype}{aio.h}
987 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
989 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
991 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
992 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
993 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
996 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
997 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
998 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
999 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1000 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1001 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1002 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1003 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1005 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1006 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1007 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1008 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1009 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1011 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1012 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1013 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1014 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1016 \begin{prototype}{aio.h}
1017 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1019 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1022 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1023 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1024 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1028 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1029 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1030 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1031 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1032 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1033 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1034 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
1036 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
1037 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
1038 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1039 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1040 cancellazione sono state già completate,
1042 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
1045 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
1046 corso e non sono state cancellate.
1049 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
1050 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
1051 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
1052 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
1053 del loro avvenuto completamento.
1055 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
1056 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
1057 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
1058 specifica operazione; il suo prototipo è:
1059 \begin{prototype}{aio.h}
1060 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
1063 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
1064 operazioni specificate da \param{list}.
1066 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
1067 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1070 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1072 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1073 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1078 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
1079 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
1080 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
1081 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
1082 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
1083 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
1084 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
1085 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
1086 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
1088 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
1089 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
1090 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
1091 \begin{prototype}{aio.h}
1092 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
1095 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
1096 secondo la modalità \param{mode}.
1098 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1099 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1101 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1103 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
1104 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
1105 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
1106 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1107 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1112 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
1113 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
1114 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
1115 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
1116 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
1117 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1118 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
1119 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
1120 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
1122 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
1123 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
1124 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
1127 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
1128 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
1129 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
1130 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
1131 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
1132 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
1133 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
1137 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
1138 \label{sec:file_advanced_io}
1140 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
1141 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
1142 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
1143 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
1144 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
1145 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria} e la funzione
1149 \subsection{I/O vettorizzato}
1150 \label{sec:file_multiple_io}
1152 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
1153 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
1154 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
1155 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
1156 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
1157 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
1160 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
1161 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
1162 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
1163 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
1164 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
1165 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
1166 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
1169 \headdecl{sys/uio.h}
1171 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
1172 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
1175 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
1176 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
1177 specificati da \param{vector}.
1179 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
1180 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1181 assumerà uno dei valori:
1183 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
1184 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
1185 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
1186 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
1187 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
1188 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
1189 non ci sono dati in lettura.
1190 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1192 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
1193 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
1194 \var{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
1195 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
1198 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
1199 fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
1200 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
1201 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
1203 \begin{figure}[!htb]
1204 \footnotesize \centering
1205 \begin{minipage}[c]{15cm}
1206 \includestruct{listati/iovec.h}
1209 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
1211 \label{fig:file_iovec}
1214 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
1215 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
1216 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
1217 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
1218 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
1219 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
1222 \subsection{File mappati in memoria}
1223 \label{sec:file_memory_map}
1225 \itindbeg{memory~mapping}
1226 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
1227 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
1228 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
1229 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
1230 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
1231 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
1233 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
1234 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
1235 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
1236 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
1237 del file attraverso il sistema della memoria virtuale\index{memoria~virtuale}
1238 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
1239 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
1240 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
1241 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
1242 \textsl{memoria mappata su file}.
1246 \includegraphics[width=14cm]{img/mmap_layout}
1247 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1248 mappatura in memoria di un file.}
1249 \label{fig:file_mmap_layout}
1252 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1253 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1254 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1255 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1256 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1257 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1260 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
1261 virtuale,\index{memoria~virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
1262 opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
1263 per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1264 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1265 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1268 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1269 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1270 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1271 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1272 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1274 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1275 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1276 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1281 \headdecl{sys/mman.h}
1283 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1286 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1288 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1289 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1290 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1292 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1293 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1294 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1295 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1296 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1297 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1298 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1299 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1300 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1301 dimensione delle pagine).
1302 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1303 \param{fd} è aperto in scrittura.
1304 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1305 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1306 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1307 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1308 numero di mappature possibili.
1309 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1311 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1312 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1313 l'opzione \texttt{noexec}.
1314 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1315 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1320 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1321 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1322 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1323 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1329 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1331 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1334 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1335 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1336 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1337 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1340 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1341 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1342 \label{tab:file_mmap_prot}
1346 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1347 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1348 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1349 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table}\textit{page
1350 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1351 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1352 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1353 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1354 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1355 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1356 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1358 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1359 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1360 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1361 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1362 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1363 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1368 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1370 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1373 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1374 da \param{start}, se questo non può essere usato
1375 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1376 valore di \param{start} deve essere allineato
1377 alle dimensioni di una pagina. \\
1378 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1379 riportati sul file e saranno immediatamente
1380 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1381 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1382 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1383 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1384 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1385 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1386 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1387 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1388 privata cui solo il processo chiamante ha
1389 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1390 il meccanismo del \textit{copy on
1391 write}\itindex{copy~on~write} e
1392 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1393 specificato se i cambiamenti sul file originale
1394 vengano riportati sulla regione
1395 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1396 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1397 \textit{DoS}\itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
1398 (veniva usato per segnalare che tentativi di
1399 scrittura sul file dovevano fallire con
1400 \errcode{ETXTBSY}).\\
1401 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1402 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1403 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1404 \textit{copy on write}\itindex{copy~on~write}
1406 modifiche fatte alla regione mappata, in
1407 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1408 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1409 un \const{SIGSEGV}. \\
1410 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1412 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
1413 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1414 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1415 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1416 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1417 ignorati.\footnotemark\\
1418 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1419 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1420 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1421 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1422 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1423 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1424 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1425 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1426 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1427 necessarie alla mappatura. \\
1428 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1429 non causa I/O.\footnotemark \\
1430 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1431 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1435 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1436 \label{tab:file_mmap_flag}
1440 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1441 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1442 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della memoria
1443 virtuale.\index{memoria~virtuale} Questo comporta allora una serie di
1444 conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
1445 sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
1446 (\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
1447 consentono questo tipo di accesso.
1449 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1450 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1451 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1452 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1453 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1454 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1455 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1456 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
1458 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1460 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1461 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1463 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
1464 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
1465 parleremo più avanti.}
1467 \begin{figure}[!htb]
1469 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
1470 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1471 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1472 \label{fig:file_mmap_boundary}
1476 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
1477 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
1478 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
1479 bordo della pagina successiva.
1481 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1482 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1483 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1484 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1485 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1488 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1489 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1490 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1491 quella della mappatura in memoria.
1493 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1494 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1495 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1496 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1497 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1499 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1500 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1501 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1502 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1503 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1504 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1505 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1506 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1507 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1508 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1512 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
1513 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1514 alla lunghezza richiesta.}
1515 \label{fig:file_mmap_exceed}
1518 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1519 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1520 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1521 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1522 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1523 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1524 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1525 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1528 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1529 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1530 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1531 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1532 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1533 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1534 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1535 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1536 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1538 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1539 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1540 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1541 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1542 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1543 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1544 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1546 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1547 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1548 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1549 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1550 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1552 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1553 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1554 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1555 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1556 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1557 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1560 \headdecl{sys/mman.h}
1562 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1564 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1566 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1567 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1569 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
1570 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
1572 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1573 precedentemente mappata.
1578 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1579 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1580 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1581 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1582 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1583 del file aggiornato.
1588 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1590 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1593 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1594 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1595 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1599 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1600 \label{tab:file_mmap_rsync}
1603 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1604 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1605 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1606 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1607 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1608 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1609 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1610 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1611 aggiornate ai nuovi valori.
1613 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1614 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1617 \headdecl{sys/mman.h}
1619 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1621 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1623 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1624 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1626 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1627 precedentemente mappata.
1632 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
1633 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
1634 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1635 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
1636 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1637 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
1638 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
1639 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
1640 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
1642 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
1643 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
1644 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
1645 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
1646 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
1648 % \headdecl{unistd.h}
1649 \headdecl{sys/mman.h}
1651 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
1653 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
1656 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1657 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1659 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
1660 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
1661 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
1662 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
1663 ha solo accesso in lettura.
1664 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
1665 % necessarie all'interno del kernel.
1666 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
1669 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
1674 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
1675 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
1676 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
1677 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
1678 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
1679 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
1681 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
1682 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
1683 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
1684 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
1687 \headdecl{sys/mman.h}
1689 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
1690 new\_size, unsigned long flags)}
1692 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
1694 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
1695 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
1696 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1699 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
1701 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
1702 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
1703 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
1704 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
1705 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
1706 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
1707 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
1713 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
1714 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
1715 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
1716 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
1717 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
1718 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
1719 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
1720 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
1721 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
1722 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
1723 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
1724 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
1726 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
1727 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
1728 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
1729 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
1730 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
1731 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
1732 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
1734 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
1735 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
1736 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
1737 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
1738 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
1739 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
1741 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
1742 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
1743 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
1744 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
1745 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
1746 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
1747 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
1748 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
1749 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
1750 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
1751 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
1753 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
1754 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
1755 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
1756 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
1757 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
1758 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
1759 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
1760 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
1761 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
1762 \textit{memory mapping}.
1764 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
1765 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
1766 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
1767 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
1768 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
1769 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
1770 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
1771 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
1773 \headdecl{sys/mman.h}
1775 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
1776 ssize\_t pgoff, int flags)}
1778 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
1780 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1781 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1783 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
1784 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
1785 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
1790 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
1791 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
1792 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
1793 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
1794 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
1795 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
1798 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
1799 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
1800 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
1801 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
1802 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
1803 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
1804 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
1805 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
1807 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
1808 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
1809 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
1810 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
1811 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
1812 \textit{memory mapping}.
1814 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
1815 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
1816 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
1817 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
1818 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
1819 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
1820 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
1821 interessate dal \textit{memory mapping}.
1823 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
1824 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
1825 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
1826 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
1827 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
1828 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
1829 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
1830 \const{MAP\_POPULATE}.
1832 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
1833 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
1834 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
1835 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
1836 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
1837 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
1838 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
1840 \itindend{memory~mapping}
1844 %\subsection{I \textit{raw} device}
1845 %\label{sec:file_raw_device}
1850 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
1851 %\label{sec:file_io_port}
1853 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
1854 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
1856 %\subsection{L'I/O diretto fra file descriptor con \func{sendfile}}
1857 %\label{sec:file_sendfile}
1859 % TODO documentare la funzione sendfile
1860 % consultare la manpage di sendfile
1864 \section{Il file locking}
1865 \label{sec:file_locking}
1867 \index{file!locking|(}
1869 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1870 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1871 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1872 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
1873 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
1874 in cui essi opereranno.
1876 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
1877 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
1878 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
1879 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
1880 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
1883 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1884 evitare le \textit{race condition}\itindex{race~condition}, attraverso una
1885 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
1886 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
1887 delle operazioni di scrittura.
1891 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1892 \label{sec:file_record_locking}
1894 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1895 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1896 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1897 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1898 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
1899 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1900 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1901 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1902 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1903 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1904 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1905 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1906 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1907 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
1908 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
1909 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
1910 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
1911 utilizzando le relative funzioni.
1913 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1914 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1915 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1916 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1917 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1918 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1919 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1920 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
1921 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
1922 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
1923 proteggere il loro accesso in lettura.
1925 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1926 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1927 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1928 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1929 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1930 proteggere il suo accesso in scrittura.
1935 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1937 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1939 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1942 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1943 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1946 \caption{Tipologie di file locking.}
1947 \label{tab:file_file_lock}
1950 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1951 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1952 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1953 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1954 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1955 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1957 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1958 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1959 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1960 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1961 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1962 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1963 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1964 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
1965 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
1966 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
1967 menzionate, nel successo della richiesta.
1969 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
1970 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
1971 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
1972 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
1973 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
1977 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1978 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1979 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1982 \subsection{La funzione \func{flock}}
1983 \label{sec:file_flock}
1985 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1986 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1987 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1988 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1990 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1992 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1993 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1995 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1996 specificato \const{LOCK\_NB}.
2001 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
2002 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
2003 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
2004 essere passato utilizzando le costanti riportate in
2005 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
2010 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2012 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2015 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
2016 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
2017 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
2018 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
2019 richiesta di un \textit{file lock}.\\
2022 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
2023 \label{tab:file_flock_operation}
2026 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
2027 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
2028 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
2029 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
2030 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
2031 usare \const{LOCK\_UN}.
2033 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
2034 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
2035 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
2036 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
2037 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
2039 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
2040 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
2041 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
2042 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
2043 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
2044 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
2045 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
2046 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
2047 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
2048 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
2049 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
2050 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
2051 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
2052 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
2053 diversi che aprono lo stesso file.
2057 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
2058 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2059 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
2060 \label{fig:file_flock_struct}
2063 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
2064 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
2065 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
2066 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
2067 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
2068 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
2069 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
2070 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
2071 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
2072 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
2073 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
2075 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
2076 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
2077 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
2078 nel lock. Allora se ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
2079 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
2080 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
2081 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
2082 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
2084 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
2085 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
2086 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
2087 non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
2088 attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
2089 si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
2090 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
2091 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
2092 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
2093 \func{fork}, anche su processi diversi.
2095 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
2096 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
2097 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
2098 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
2099 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
2100 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
2101 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
2102 sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
2103 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
2105 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
2106 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
2107 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
2108 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
2109 server supportino questa funzionalità.
2112 \subsection{Il file locking POSIX}
2113 \label{sec:file_posix_lock}
2115 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
2116 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
2117 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
2118 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
2119 essa viene usata solo secondo il prototipo:
2120 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
2122 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2124 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2125 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2127 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
2128 \textit{file lock} da parte di altri processi.
2129 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2130 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
2131 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
2132 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
2133 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
2134 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
2135 \textit{deadlock}\itindex{deadlock}. Non è garantito che il sistema
2136 riconosca sempre questa situazione.
2137 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
2138 di poter acquisire un lock.
2140 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
2144 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
2145 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
2146 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
2147 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
2148 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
2149 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
2150 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
2151 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
2152 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
2155 \begin{figure}[!bht]
2156 \footnotesize \centering
2157 \begin{minipage}[c]{15cm}
2158 \includestruct{listati/flock.h}
2161 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
2163 \label{fig:struct_flock}
2167 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
2168 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
2169 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
2170 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
2171 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
2172 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
2173 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
2174 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
2176 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
2177 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
2178 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
2179 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
2180 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
2181 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
2182 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
2187 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2189 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2192 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
2193 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
2194 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
2197 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
2198 \label{tab:file_flock_type}
2201 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
2202 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
2203 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
2204 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
2205 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
2206 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
2207 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
2209 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
2210 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
2211 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
2212 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
2213 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2214 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
2215 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
2216 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
2217 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
2218 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
2219 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
2220 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
2221 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
2222 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
2223 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
2225 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
2226 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
2227 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
2228 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
2229 con un errore di \errcode{EINTR}.
2232 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
2233 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
2234 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
2235 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
2236 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
2237 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
2238 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
2239 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
2240 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
2241 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
2243 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
2244 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
2245 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
2246 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
2247 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
2248 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
2249 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
2250 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
2251 stato effettivamente acquisito.
2254 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
2255 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.}
2256 \label{fig:file_flock_dead}
2259 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
2260 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
2261 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
2262 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
2263 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
2264 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
2265 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
2266 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
2267 porta ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}, dato che a quel punto anche
2268 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
2269 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
2270 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
2271 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
2273 \begin{figure}[!bht]
2274 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
2275 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2276 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
2277 \label{fig:file_posix_lock}
2281 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
2282 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
2283 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
2284 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
2285 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
2286 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
2287 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
2288 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
2289 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
2290 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
2291 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
2292 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
2293 usato.} il lock è sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in
2294 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2295 voce nella file table, ma con il valore del \acr{pid} del processo.
2297 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2298 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
2299 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
2300 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
2301 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
2302 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
2303 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
2304 ed aggiunto alla lista.
2306 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2307 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2308 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2309 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2310 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2311 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2312 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2313 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2314 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2316 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2317 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2318 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2319 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2320 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2321 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2322 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2323 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2324 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2326 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2327 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
2328 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2329 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2330 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2331 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2332 avranno sempre successo.
2334 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2335 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2336 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2337 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2338 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2339 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2340 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2341 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2342 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2343 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2344 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2345 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2346 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2347 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2348 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2349 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2350 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2351 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2353 \begin{figure}[!htb]
2354 \footnotesize \centering
2355 \begin{minipage}[c]{15cm}
2356 \includecodesample{listati/Flock.c}
2359 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2360 \label{fig:file_flock_code}
2363 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2364 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2365 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2366 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2367 allegato nella directory dei sorgenti).
2369 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2370 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2371 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2372 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2373 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2374 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2375 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2376 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2377 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2378 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2379 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2380 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2382 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2383 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2384 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2385 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2386 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2387 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2388 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2389 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2392 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2393 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2394 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2395 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2396 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2397 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2398 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2399 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2400 esegue (\texttt{\small 41}).
2402 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2403 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2404 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2405 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2406 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2407 lock vengono rilasciati.
2409 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2410 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2411 all'interno di un terminale il seguente comando:
2414 \begin{minipage}[c]{12cm}
2416 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2419 \end{minipage}\vspace{1mm}
2421 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2422 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2423 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2424 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2425 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
2426 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
2429 \begin{minipage}[c]{12cm}
2431 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
2432 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2434 \end{minipage}\vspace{1mm}
2436 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
2437 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
2438 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
2439 file con il comando:
2442 \begin{minipage}[c]{12cm}
2444 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2445 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2447 \end{minipage}\vspace{1mm}
2449 se invece blocchiamo una regione con:
2452 \begin{minipage}[c]{12cm}
2454 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
2457 \end{minipage}\vspace{1mm}
2459 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
2460 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
2461 sovrappongono avremo che:
2464 \begin{minipage}[c]{12cm}
2466 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
2467 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2469 \end{minipage}\vspace{1mm}
2471 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
2475 \begin{minipage}[c]{12cm}
2477 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
2480 \end{minipage}\vspace{1mm}
2482 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
2483 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
2486 \begin{minipage}[c]{12cm}
2488 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
2489 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2491 \end{minipage}\vspace{1mm}
2493 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2495 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2496 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2497 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2501 \begin{minipage}[c]{12cm}
2503 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2505 \end{minipage}\vspace{1mm}
2507 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2508 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2512 \begin{minipage}[c]{12cm}
2514 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2516 \end{minipage}\vspace{1mm}
2518 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2519 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2520 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2521 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2524 \begin{minipage}[c]{12cm}
2526 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2529 \end{minipage}\vspace{3mm}
2532 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2533 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2534 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2535 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2538 \begin{minipage}[c]{12cm}
2540 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2543 \end{minipage}\vspace{1mm}
2545 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2546 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2547 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2548 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2552 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2553 \label{sec:file_lockf}
2555 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2556 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2557 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2558 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2559 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2560 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2562 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2564 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2565 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2567 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2568 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2569 file è mappato in memoria.
2570 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2571 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2573 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2577 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2578 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2579 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2584 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2586 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2589 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2590 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2591 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2592 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2593 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2594 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2595 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2596 con un OR aritmetico dei valori.\\
2599 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2600 \label{tab:file_lockf_type}
2603 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2604 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2605 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2606 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2607 affatto equivalente a \func{flock}).
2611 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2612 \label{sec:file_mand_locking}
2614 \itindbeg{mandatory~locking|(}
2616 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2617 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2618 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2619 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2620 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2621 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2623 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2624 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
2625 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma
2626 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
2627 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
2628 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
2629 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
2630 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
2631 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
2632 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2633 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2634 sez.~\ref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato
2635 (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale
2636 quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2638 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2639 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
2640 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
2641 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
2642 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
2643 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
2644 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
2645 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
2646 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
2647 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
2648 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
2649 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
2652 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2653 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2654 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2655 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2657 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2658 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2659 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2660 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2661 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2664 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2665 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2666 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2667 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2669 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2670 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2671 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2672 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2675 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2676 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2677 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2678 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2679 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2680 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2681 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2682 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2683 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2685 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2686 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2687 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2688 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2689 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2690 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2691 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2692 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2693 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2694 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2695 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2696 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2697 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2698 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2699 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2700 possibilità di modificare il file.
2701 \index{file!locking|)}
2702 \itindend{mandatory~locking|(}
2707 %%% Local Variables:
2709 %%% TeX-master: "gapil"
2712 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
2713 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
2714 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
2715 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
2716 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
2717 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
2718 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
2719 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
2720 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
2721 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
2722 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
2723 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
2724 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
2725 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
2726 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
2727 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
2728 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
2729 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
2730 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
2731 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
2732 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
2733 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
2734 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
2735 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
2736 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
2737 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
2738 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
2739 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
2740 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
2741 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
2742 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
2743 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
2744 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
2745 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
2746 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile