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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
54 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che 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} dall'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}; inoltre con Linux
168 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
169 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
170 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
171 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
172 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
174 \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
175 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
176 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
178 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
179 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
180 specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
181 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
182 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
183 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
184 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
185 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
186 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
187 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
188 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
189 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
190 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
191 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
192 corrente dei file descriptor.
194 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
195 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
196 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
197 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
198 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
199 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
200 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
201 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
202 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
205 \itindend{file~descriptor~set}
207 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
208 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
209 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
210 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
211 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
212 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
213 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
214 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
215 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
216 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
217 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
219 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
220 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
221 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
222 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
223 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
224 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
225 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
227 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
228 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
229 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
230 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
231 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
232 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
234 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
235 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
236 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
237 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
238 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
239 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
240 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
241 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
242 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
243 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
244 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
245 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
246 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
247 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
248 \begin{prototype}{sys/select.h}
249 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
250 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
252 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
255 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
256 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
257 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
259 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
261 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
262 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
263 un valore non valido per \param{timeout}.
265 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
268 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
269 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
270 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
271 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
272 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
273 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
274 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
275 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
276 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
277 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
278 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
281 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
282 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
283 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
284 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
285 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
286 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
287 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
288 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
289 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
290 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
292 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
293 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
294 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
295 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
296 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
297 \includecodesnip{listati/select_race.c}
298 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
299 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
300 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
302 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
303 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
304 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
305 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
306 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
307 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
308 \textit{race condition} permaneva; in tale situzione si può ricorrere ad una
309 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
310 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
311 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
312 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
313 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
314 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
315 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
316 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
317 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
318 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
319 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
320 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
323 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
324 \label{sec:file_poll}
326 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
327 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
328 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
329 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
330 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
332 \begin{prototype}{sys/poll.h}
333 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
335 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
338 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
339 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
340 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
342 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
344 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
345 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
346 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
348 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
351 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
352 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
353 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
354 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
355 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
356 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
357 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
358 \textsl{non-bloccante}).
361 \footnotesize \centering
362 \begin{minipage}[c]{15cm}
363 \includestruct{listati/pollfd.h}
366 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
367 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
368 \label{fig:file_pollfd}
371 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
372 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
373 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
374 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
375 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
376 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
377 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
378 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
379 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
380 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
381 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
382 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
384 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
385 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
386 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
387 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
388 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
389 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
390 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
395 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
397 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
400 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
401 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
402 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
403 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
406 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
407 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
408 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
410 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
411 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
412 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
414 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
417 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
418 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
419 \label{tab:file_pollfd_flags}
422 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
423 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
424 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
425 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
426 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
427 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
428 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
429 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
430 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
431 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
432 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
433 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
434 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
435 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
436 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
437 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
439 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
440 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
441 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
442 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
443 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
444 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
447 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
448 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
449 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
450 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
451 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
453 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
454 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
455 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
456 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
458 \begin{prototype}{sys/poll.h}
459 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
460 const sigset\_t *sigmask)}
462 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
465 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
466 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
467 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
469 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
471 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
472 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
473 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
475 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
478 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
479 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
480 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
481 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
482 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
483 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
484 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
486 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
487 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
488 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
489 risultati illustrati in precedenza.
492 % TODO accennare a ppoll vedi articolo LWN http://lwn.net/Articles/176750/
494 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
495 %\label{sec:file_epoll}
500 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
501 \label{sec:file_asyncronous_access}
503 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
504 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
505 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
506 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
507 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
508 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
509 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
510 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
511 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
512 operazioni di I/O volute.
515 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
516 \label{sec:file_asyncronous_operation}
518 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
519 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
520 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
521 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
522 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
523 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
524 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
526 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
527 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
528 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
529 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
530 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
533 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
534 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
535 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
536 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
537 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
538 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
539 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
540 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
541 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
542 \textit{signal driven I/O}.
544 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
545 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
546 hanno buone prestazioni. % TODO aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
547 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
548 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
549 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
550 percentuale) sono diventati attivi.
552 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
553 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
554 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
555 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
556 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
557 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
558 verrebbero notificati una volta sola.
560 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
561 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
562 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
563 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
564 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
565 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
566 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
568 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
569 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
570 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
571 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
572 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
573 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
574 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
575 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
576 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
577 descriptor che ha generato il segnale.
579 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
580 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
581 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
582 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
583 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
584 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
585 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
588 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
589 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
590 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
591 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
594 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
597 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
598 \label{sec:file_asyncronous_lease}
600 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
601 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
602 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
603 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
604 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
605 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
606 non prevede alcun meccanismo per cui un processo possa essere
607 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
608 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
609 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
610 \const{SIGHUP} che, per convenzione adottata dalla gran parte di detti
611 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
612 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
615 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
616 generale comporterebbe un notevole aumento di complessità dell'architettura
617 della gestione dei file, per fornire una funzionalità necessaria soltanto in
618 casi particolari. Dato che all'origine di Unix i soli programmi che potevano
619 avere una tale esigenza erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base
620 della progettazione, che era di far fare al kernel solo le operazioni
621 strettamente necessarie e lasciare tutto il resto a processi in user space,
622 non era stata prevista nessuna funzionalità di notifica.
624 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
625 tipo (molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad interfaccia
626 grafica) sono state successivamente introdotte delle estensioni che
627 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
628 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
629 \itindex{polling} \textit{polling}.
631 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
632 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
633 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
634 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
635 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
636 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
637 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
641 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
642 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
643 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
644 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
645 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
648 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
649 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
650 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
651 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
652 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
653 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
654 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
655 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
656 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
657 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
659 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
660 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
661 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
662 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
663 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
664 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
666 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
667 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
668 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
669 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
670 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
671 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
672 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
677 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
679 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
682 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
683 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
684 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
687 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
688 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
689 \const{F\_GETLEASE}.}
690 \label{tab:file_lease_fctnl}
693 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
694 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
695 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
696 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
697 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
698 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
700 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
701 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
702 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
703 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
704 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
705 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
706 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
707 \textit{lease} su qualunque file.
709 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
710 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
711 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
712 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
713 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
714 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
715 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
716 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
717 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
718 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
719 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
720 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
721 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
722 operazioni di lettura e scrittura.
724 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
725 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
726 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
727 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
728 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
729 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
730 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
731 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
732 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
733 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
736 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
737 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
738 \file{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
739 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
740 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
741 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
742 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
743 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
744 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
747 \index{file!dnotify|(}
749 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
750 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
751 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
752 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
753 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
755 Per risolvere questo problema è stata allora creata un'altra interfaccia,
756 chiamata \textit{dnotify}, che consente di richiedere una notifica quando una
757 directory, o di uno qualunque dei file in essa contenuti, viene modificato.
758 Come per i \textit{file lease} la notifica avviene di default attraverso il
759 segnale \const{SIGIO}, ma se ne può utilizzare un altro. Inoltre si potrà
760 ottenere nel gestore del segnale il file descriptor che è stato modificato
761 tramite il contenuto della struttura \struct{siginfo\_t}.
768 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
770 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
773 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
774 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
775 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
776 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
777 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
778 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
779 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
780 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
781 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
783 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
784 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
785 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
786 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
787 directory (con \func{rename}).\\
788 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
789 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
791 \const{DN\_MULTISHOT}& richiede una notifica permanente di tutti gli
795 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
796 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
797 \label{tab:file_notify}
801 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
802 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
803 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
804 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
805 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
806 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
807 tab.~\ref{tab:file_notify}.
809 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
810 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
811 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
812 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
813 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
814 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
815 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
816 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
817 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
818 specificare un valore nullo.
820 \index{file!inotify|(}
822 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità, e della
823 complessità di gestione dovuta all'uso dei segnali. Per questo motivo a
824 partire dal kernel 2.6.13 è stata introdotta una nuova interfaccia per
825 l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
826 \textit{inotify}.\footnote{le corrispondenti funzioni di interfaccia sono
827 state introdotte nelle glibc 2.4.}
829 \index{file!dnotify|)}
831 L'interfaccia di \textit{inotify} è una caratteristica specifica di Linux
832 (pertanto non deve essere usata se si devono scrivere programmi portabili), ed
833 è basata sull'uso di una coda di notifica degli eventi associata ad un file
834 descriptor. La coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init},
836 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
837 {int inotify\_init(void)}
839 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
841 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
842 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
844 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
845 \textit{inotify} consentite all'utente.
846 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
848 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
854 La funzione non prende alcun argomento, e restituisce un file descriptor
855 associato alla coda, attraverso il quale verranno effettuate le operazioni di
856 notifica. Si tratta di un file descriptor speciale, che non è associato a
857 nessun file, ma che viene utilizzato per notificare gli eventi che si sono
858 posti in osservazione all'applicazione che usa l'interfaccia di
861 Trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà essere
862 utilizzato con le funzioni \func{select} e \func{poll}. Dato che gli eventi
863 vengono notificati come dati disponibili in lettura sul file descriptor
864 stesso, dette funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di
865 notifica. Si potrà cioè gestirlo secondo le modalità illustrate in
866 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Inoltre, come per i file descriptor
867 associati ai socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) si potrà ottenere il
868 numero di byte disponibili in lettura eseguendo su di esso l'operazione
869 \const{FIONREAD} con \func{ioctl}.
871 L'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto osservazione sia
872 singoli file, che intere directory; in quest'ultimo caso l'interfaccia
873 restituirà informazioni sia riguardo alla directory che ai file che essa
874 contiene. Una volta creata la coda di notifica si devono definire gli eventi
875 da tenere sotto osservazione; questo viene fatto tramite una \textsl{lista di
876 osservazione} (o \textit{watch list}) associata alla coda. Per gestire la
877 lista di osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste
878 è \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
879 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
880 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
882 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
884 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
885 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
887 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
888 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
889 non è un filesystem di \textit{inotify}.
890 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
891 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
893 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
896 La funzione consente di creare un \textsl{evento di osservazione} (un
897 cosiddetto ``\textit{watch}'') nella lista di una coda di notifica, indicata
898 specificando il file descriptor ad essa associato nell'argomento \param{fd}.
899 Il file o la directory da porre sotto osservazione viene invece indicati per
900 nome, passato nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento,
901 indica quali eventi devono essere tenuti sotto osservazione; questo deve
902 essere specificato come maschera binaria combinando i valori delle costanti
903 riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}; in essa si sono marcati con
904 un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory, vengono
905 osservati anche su tutti i file che essa contiene.
910 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
912 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
915 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& c'è stato accesso al file in
917 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& ci sono stati cambiamenti sui dati
919 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& è stato chiuso un file aperto in
921 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& è stato chiuso un file aperto in
923 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& è stato creato un file o una
924 directory in una directory sotto
926 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& è stato cancellato un file o una
927 directory in una directory sotto
929 \const{IN\_DELETE\_SELF} & & è stato cancellato il file (o la
930 directory) sotto osservazione.\\
931 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& è stato modificato il file.\\
932 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & è stato rinominato il file (o la
933 directory) sotto osservazione.\\
934 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& un file è stato spostato fuori dalla
935 directory sotto osservazione.\\
936 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& un file è stato spostato nella
937 directory sotto osservazione.\\
938 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& un file è stato aperto.\\
941 \caption{Le costanti che identificano i valori per la maschera binaria
942 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch}.}
943 \label{tab:inotify_event_watch}
946 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file (o la directory) specificata
947 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
948 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti. In caso di
949 successo la funzione ritorna un intero positivo, detto \textit{watch
950 descriptor} che identifica univocamente l'evento di osservazione. Questo
951 valore è importante perché è soltanto con esso che si può rimuovere un evento
952 di osservazione, usando la seconda funzione dell'interfaccia di gestione,
953 \funcd{inotify\_rm\_watch}, il cui prototipo è:
954 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
955 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
957 Rimuove un evento di osservazione.
959 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
960 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
962 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
964 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
965 non è associato ad una coda di notifica.
970 Oltre che per la rimozione, il \textit{watch descriptor} viene usato anche per
971 identificare l'evento a cui si fa riferimento nella lista dei risultati
972 restituiti da \textit{inotify}
977 \footnotesize \centering
978 \begin{minipage}[c]{15cm}
979 \includestruct{listati/inotify_event.h}
982 \caption{La struttura \structd{inotify\_event}.}
983 \label{fig:inotify_event}
989 % TODO inserire anche inotify, vedi http://www.linuxjournal.com/article/8478
992 \index{file!inotify|)}
999 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
1000 \label{sec:file_asyncronous_io}
1002 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
1003 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
1004 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
1005 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
1006 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
1007 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
1008 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
1010 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
1011 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
1012 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
1013 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
1014 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
1015 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
1016 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
1017 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
1020 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
1021 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
1022 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
1023 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
1024 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
1025 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
1026 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
1028 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1029 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1030 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1031 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1032 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1033 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1034 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1036 \begin{figure}[!htb]
1037 \footnotesize \centering
1038 \begin{minipage}[c]{15cm}
1039 \includestruct{listati/aiocb.h}
1042 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1044 \label{fig:file_aiocb}
1047 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1048 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1049 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1050 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1051 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1052 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1053 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1054 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1055 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1056 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1057 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1058 del blocco di dati da trasferire.
1060 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1061 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1062 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1063 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1064 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1065 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1066 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1067 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1068 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1069 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1070 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1072 \begin{figure}[!htb]
1073 \footnotesize \centering
1074 \begin{minipage}[c]{15cm}
1075 \includestruct{listati/sigevent.h}
1078 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1079 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1080 \label{fig:file_sigevent}
1083 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1084 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1085 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1086 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1087 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1088 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1089 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1090 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1091 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1092 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1093 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1094 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1095 \struct{siginfo\_t}.
1096 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1097 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
1098 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
1099 \var{sigev\_notify\_attribute}.
1102 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1103 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1104 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1105 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1109 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1110 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1112 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1113 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1116 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1117 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1119 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
1120 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1121 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
1122 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1123 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1128 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1129 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1130 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1131 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1132 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1133 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1134 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1135 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1137 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1138 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1139 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1140 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1141 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1142 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1143 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1144 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1147 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1148 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1149 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1150 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1151 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1152 errore; il suo prototipo è:
1153 \begin{prototype}{aio.h}
1154 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1156 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1159 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1160 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1164 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1165 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1166 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1167 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1168 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1169 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1170 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1171 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1174 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1175 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1176 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1177 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1179 \begin{prototype}{aio.h}
1180 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1182 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1185 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1189 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1190 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1191 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1192 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1193 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1195 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1196 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1197 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1198 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1199 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1202 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1203 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1204 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1205 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1207 \begin{prototype}{aio.h}
1208 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1210 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1212 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1213 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1214 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1217 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1218 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1219 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1220 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1221 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1222 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1223 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1224 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1226 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1227 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1228 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1229 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1230 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1232 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1233 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1234 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1235 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1237 \begin{prototype}{aio.h}
1238 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1240 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1243 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1244 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1245 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1249 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1250 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1251 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1252 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1253 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1254 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1255 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
1256 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
1257 \file{aio.h}) sono tre:
1258 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1259 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1260 cancellazione sono state già completate,
1262 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
1265 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
1266 corso e non sono state cancellate.
1269 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
1270 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
1271 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
1272 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
1273 del loro avvenuto completamento.
1275 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
1276 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
1277 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
1278 specifica operazione; il suo prototipo è:
1279 \begin{prototype}{aio.h}
1280 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
1283 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
1284 operazioni specificate da \param{list}.
1286 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
1287 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1290 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1292 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1293 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1298 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
1299 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
1300 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
1301 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
1302 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
1303 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
1304 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
1305 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
1306 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
1308 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
1309 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
1310 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
1311 \begin{prototype}{aio.h}
1312 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
1315 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
1316 secondo la modalità \param{mode}.
1318 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1319 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1321 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1323 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
1324 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
1325 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
1326 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1327 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1332 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
1333 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
1334 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
1335 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
1336 che può prendere i valori:
1337 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1338 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
1339 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
1340 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
1342 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
1343 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
1344 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
1345 quelle non completate.
1347 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
1348 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
1349 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
1350 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
1351 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
1352 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
1353 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
1356 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
1357 \label{sec:file_advanced_io}
1359 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
1360 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
1361 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
1362 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
1363 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
1364 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria} e la funzione
1368 \subsection{I/O vettorizzato}
1369 \label{sec:file_multiple_io}
1371 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
1372 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
1373 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
1374 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
1375 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
1376 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
1379 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
1380 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
1381 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
1382 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
1383 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
1384 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
1385 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
1388 \headdecl{sys/uio.h}
1390 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
1391 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
1393 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
1395 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
1396 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1397 assumerà uno dei valori:
1399 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
1400 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
1401 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
1402 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
1403 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
1404 non ci sono dati in lettura.
1405 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
1407 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
1408 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
1409 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
1410 scrittura eseguite su \param{fd}.}
1413 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
1414 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
1415 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
1416 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
1417 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
1419 \begin{figure}[!htb]
1420 \footnotesize \centering
1421 \begin{minipage}[c]{15cm}
1422 \includestruct{listati/iovec.h}
1425 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
1427 \label{fig:file_iovec}
1430 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
1431 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
1432 è specificata dall'argomento \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere
1433 inizializzata opportunamente per indicare i vari buffer da e verso i quali
1434 verrà eseguito il trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti)
1435 nell'ordine in cui li si sono specificati nel vettore \param{vector}.
1438 \subsection{File mappati in memoria}
1439 \label{sec:file_memory_map}
1441 \itindbeg{memory~mapping}
1442 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
1443 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
1444 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
1445 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
1446 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
1447 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
1451 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_layout}
1452 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1453 mappatura in memoria di un file.}
1454 \label{fig:file_mmap_layout}
1457 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
1458 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
1459 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
1460 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
1461 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
1462 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
1463 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
1464 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
1465 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
1466 \textsl{memoria mappata su file}.
1468 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1469 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1470 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1471 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1472 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1473 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1476 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
1477 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
1478 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
1479 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1480 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1481 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1484 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1485 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1486 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1487 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1488 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1490 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1491 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1492 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1497 \headdecl{sys/mman.h}
1499 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1502 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1504 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1505 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1506 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1508 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1509 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1510 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1511 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1512 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1513 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1514 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1515 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1516 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1517 dimensione delle pagine).
1518 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1519 \param{fd} è aperto in scrittura.
1520 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1521 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1522 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1523 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1524 numero di mappature possibili.
1525 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1527 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1528 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1529 l'opzione \texttt{noexec}.
1530 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1531 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1536 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1537 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1538 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1539 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1545 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1547 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1550 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1551 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1552 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1553 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1556 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1557 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1558 \label{tab:file_mmap_prot}
1562 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1563 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1564 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1565 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
1566 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1567 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1568 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1569 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1570 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1571 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1572 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1574 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1575 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1576 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1577 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1578 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1579 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1584 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
1586 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1589 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1590 da \param{start}, se questo non può essere usato
1591 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1592 valore di \param{start} deve essere allineato
1593 alle dimensioni di una pagina. \\
1594 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1595 riportati sul file e saranno immediatamente
1596 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1597 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1598 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1599 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1600 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1601 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1602 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1603 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1604 privata cui solo il processo chiamante ha
1605 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1606 il meccanismo del \textit{copy on
1607 write} \itindex{copy~on~write} e
1608 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1609 specificato se i cambiamenti sul file originale
1610 vengano riportati sulla regione
1611 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1612 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1613 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
1614 (veniva usato per segnalare che tentativi di
1615 scrittura sul file dovevano fallire con
1616 \errcode{ETXTBSY}).\\
1617 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1618 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1619 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1620 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
1622 modifiche fatte alla regione mappata, in
1623 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1624 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1625 un \const{SIGSEGV}. \\
1626 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1628 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
1629 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1630 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1631 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1632 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1633 ignorati.\footnotemark\\
1634 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1635 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1636 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1637 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1638 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1639 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1640 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1641 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1642 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1643 necessarie alla mappatura. \\
1644 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1645 non causa I/O.\footnotemark \\
1646 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1647 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1651 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1652 \label{tab:file_mmap_flag}
1656 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1657 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1658 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
1659 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
1660 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
1661 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
1662 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
1665 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1666 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1667 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1668 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1669 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1670 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1671 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1672 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
1674 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1677 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
1678 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
1679 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
1680 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
1682 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
1683 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
1684 parleremo più avanti.}
1686 \begin{figure}[!htb]
1688 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
1689 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1690 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1691 \label{fig:file_mmap_boundary}
1695 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
1696 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
1697 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
1698 bordo della pagina successiva.
1700 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1701 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1702 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1703 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1704 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1707 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1708 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1709 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1710 quella della mappatura in memoria.
1712 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1713 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1714 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1715 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1716 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1718 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1719 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1720 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1721 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1722 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1723 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1724 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1725 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1726 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1727 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1731 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
1732 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1733 alla lunghezza richiesta.}
1734 \label{fig:file_mmap_exceed}
1737 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1738 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1739 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1740 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1741 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1742 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1743 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1744 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1747 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1748 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1749 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1750 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1751 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1752 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1753 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1754 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1755 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1757 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1758 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1759 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1760 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1761 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1762 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1763 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1765 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1766 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1767 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1768 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1769 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1771 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1772 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1773 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1774 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1775 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1776 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1779 \headdecl{sys/mman.h}
1781 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1783 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1785 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1786 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1788 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
1789 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
1791 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1792 precedentemente mappata.
1797 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1798 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1799 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1800 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1801 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1802 del file aggiornato.
1807 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1809 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1812 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1813 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1814 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1818 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1819 \label{tab:file_mmap_rsync}
1822 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1823 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1824 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1825 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1826 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1827 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1828 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1829 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1830 aggiornate ai nuovi valori.
1832 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1833 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1836 \headdecl{sys/mman.h}
1838 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1840 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1842 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1843 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1845 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1846 precedentemente mappata.
1851 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
1852 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
1853 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1854 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
1855 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1856 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
1857 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
1858 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
1859 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
1861 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
1862 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
1863 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
1864 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
1865 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
1867 % \headdecl{unistd.h}
1868 \headdecl{sys/mman.h}
1870 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
1872 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
1875 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1876 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1878 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
1879 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
1880 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
1881 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
1882 ha solo accesso in lettura.
1883 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
1884 % necessarie all'interno del kernel.
1885 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
1888 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
1893 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
1894 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
1895 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
1896 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
1897 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
1898 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
1900 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
1901 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
1902 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
1903 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
1906 \headdecl{sys/mman.h}
1908 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
1909 new\_size, unsigned long flags)}
1911 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
1913 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
1914 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
1915 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1918 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
1920 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
1921 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
1922 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
1923 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
1924 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
1925 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
1926 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
1932 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
1933 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
1934 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
1935 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
1936 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
1937 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
1938 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
1939 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
1940 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
1941 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
1942 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
1943 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
1945 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
1946 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
1947 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
1948 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
1949 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
1950 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
1951 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
1953 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
1954 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
1955 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
1956 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
1957 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
1958 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
1960 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
1961 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
1962 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
1963 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
1964 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
1965 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
1966 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
1967 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
1968 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
1969 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
1970 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
1972 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
1973 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
1974 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
1975 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
1976 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
1977 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
1978 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
1979 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
1980 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
1981 \textit{memory mapping}.
1983 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
1984 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
1985 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
1986 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
1987 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
1988 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
1989 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
1990 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
1992 \headdecl{sys/mman.h}
1994 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
1995 ssize\_t pgoff, int flags)}
1997 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
1999 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
2000 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2002 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
2003 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
2004 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
2009 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
2010 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
2011 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
2012 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
2013 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
2014 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
2017 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
2018 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
2019 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
2020 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
2021 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
2022 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
2023 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
2024 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2026 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2027 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2028 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2029 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2030 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2031 \textit{memory mapping}.
2033 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2034 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2035 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2036 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2037 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2038 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2039 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2040 interessate dal \textit{memory mapping}.
2042 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2043 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2044 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2045 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2046 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2047 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2048 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2049 \const{MAP\_POPULATE}.
2051 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2052 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2053 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2054 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2055 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2056 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2057 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2059 \itindend{memory~mapping}
2062 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor con \func{sendfile}}
2063 \label{sec:file_sendfile}
2067 NdA è da finire, sul perché non è abilitata fra file vedi:
2069 \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2070 {\texttt{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}
2071 % TODO documentare la funzione sendfile
2076 %\subsection{I \textit{raw} device}
2077 %\label{sec:file_raw_device}
2082 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
2083 %\label{sec:file_io_port}
2085 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
2086 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
2091 \section{Il file locking}
2092 \label{sec:file_locking}
2094 \index{file!locking|(}
2096 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
2097 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
2098 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
2099 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
2100 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
2101 in cui essi opereranno.
2103 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
2104 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
2105 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
2106 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
2107 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
2110 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
2111 evitare le \textit{race condition} \itindex{race~condition}, attraverso una
2112 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
2113 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
2114 delle operazioni di scrittura.
2118 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
2119 \label{sec:file_record_locking}
2121 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
2122 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
2123 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
2124 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
2125 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
2126 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
2127 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
2128 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
2129 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
2130 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
2131 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
2132 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
2133 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
2134 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
2135 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
2136 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
2137 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
2138 utilizzando le relative funzioni.
2140 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
2141 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
2142 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
2143 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
2144 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
2145 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
2146 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
2147 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
2148 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
2149 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
2150 proteggere il loro accesso in lettura.
2152 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
2153 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
2154 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
2155 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
2156 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
2157 proteggere il suo accesso in scrittura.
2162 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
2164 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
2166 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
2169 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
2170 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
2173 \caption{Tipologie di file locking.}
2174 \label{tab:file_file_lock}
2177 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
2178 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
2179 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
2180 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
2181 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
2182 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
2184 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
2185 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
2186 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
2187 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
2188 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
2189 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
2190 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
2191 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
2192 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
2193 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
2194 menzionate, nel successo della richiesta.
2196 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
2197 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
2198 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
2199 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
2200 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
2204 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
2205 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
2206 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
2209 \subsection{La funzione \func{flock}}
2210 \label{sec:file_flock}
2212 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
2213 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
2214 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
2215 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
2217 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2219 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2220 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2222 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
2223 specificato \const{LOCK\_NB}.
2228 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
2229 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
2230 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
2231 essere passato utilizzando le costanti riportate in
2232 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
2237 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2239 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2242 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
2243 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
2244 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
2245 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
2246 richiesta di un \textit{file lock}.\\
2249 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
2250 \label{tab:file_flock_operation}
2253 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
2254 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
2255 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
2256 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
2257 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
2258 usare \const{LOCK\_UN}.
2260 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
2261 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
2262 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
2263 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
2264 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
2266 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
2267 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
2268 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
2269 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
2270 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
2271 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
2272 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
2273 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
2274 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
2275 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
2276 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
2277 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
2278 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
2279 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
2280 diversi che aprono lo stesso file.
2284 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
2285 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2286 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
2287 \label{fig:file_flock_struct}
2290 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
2291 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
2292 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
2293 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
2294 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
2295 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
2296 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
2297 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
2298 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
2299 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
2300 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
2303 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
2304 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
2305 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
2306 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
2307 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
2308 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
2309 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
2310 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
2311 \func{dup} e \func{fork}.
2313 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
2314 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
2315 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
2316 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
2317 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
2318 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
2319 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
2320 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
2321 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
2322 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
2323 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
2325 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
2326 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
2327 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
2328 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
2329 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
2330 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
2331 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
2332 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
2333 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
2334 descriptor, il lock non viene rilasciato.
2336 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
2337 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
2338 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
2339 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
2340 server supportino questa funzionalità.
2343 \subsection{Il file locking POSIX}
2344 \label{sec:file_posix_lock}
2346 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
2347 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
2348 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
2349 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
2350 essa viene usata solo secondo il prototipo:
2351 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
2353 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2355 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2356 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2358 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
2359 \textit{file lock} da parte di altri processi.
2360 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2361 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
2362 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
2363 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
2364 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
2365 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
2366 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
2367 riconosca sempre questa situazione.
2368 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
2369 di poter acquisire un lock.
2371 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
2375 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
2376 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
2377 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
2378 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
2379 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
2380 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
2381 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
2382 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
2383 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
2386 \begin{figure}[!bht]
2387 \footnotesize \centering
2388 \begin{minipage}[c]{15cm}
2389 \includestruct{listati/flock.h}
2392 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
2394 \label{fig:struct_flock}
2398 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
2399 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
2400 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
2401 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
2402 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
2403 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
2404 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
2405 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
2407 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
2408 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
2409 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
2410 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
2411 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
2412 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
2413 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
2418 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2420 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2423 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
2424 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
2425 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
2428 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
2429 \label{tab:file_flock_type}
2432 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
2433 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
2434 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
2435 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
2436 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
2437 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
2438 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
2440 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
2441 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
2442 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
2443 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
2444 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2445 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
2446 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
2447 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
2448 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
2449 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
2450 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
2451 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
2452 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
2453 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
2454 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
2456 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
2457 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
2458 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
2459 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
2460 con un errore di \errcode{EINTR}.
2463 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
2464 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
2465 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
2466 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
2467 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
2468 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
2469 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
2470 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
2471 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
2472 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
2474 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
2475 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
2476 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
2477 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
2478 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
2479 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
2480 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
2481 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
2482 stato effettivamente acquisito.
2485 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
2486 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
2487 \label{fig:file_flock_dead}
2490 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
2491 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
2492 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
2493 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
2494 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
2495 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
2496 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
2497 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
2498 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
2499 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
2500 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
2501 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
2502 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
2505 \begin{figure}[!bht]
2506 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
2507 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2508 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
2509 \label{fig:file_posix_lock}
2513 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
2514 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
2515 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
2516 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
2517 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
2518 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
2519 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
2520 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
2521 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
2522 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
2523 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
2524 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
2525 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
2526 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2527 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
2528 \acr{pid} del processo.
2530 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2531 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
2532 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
2533 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
2534 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
2535 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
2536 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
2537 ed aggiunto alla lista.
2539 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2540 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2541 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2542 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2543 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2544 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2545 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2546 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2547 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2549 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2550 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2551 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2552 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2553 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2554 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2555 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2556 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2557 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2559 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2560 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
2561 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2562 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2563 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2564 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2565 avranno sempre successo.
2567 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2568 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2569 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2570 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2571 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2572 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2573 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2574 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2575 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2576 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2577 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2578 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2579 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2580 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2581 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2582 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2583 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2584 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2586 \begin{figure}[!htb]
2587 \footnotesize \centering
2588 \begin{minipage}[c]{15cm}
2589 \includecodesample{listati/Flock.c}
2592 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2593 \label{fig:file_flock_code}
2596 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2597 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2598 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2599 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2600 allegato nella directory dei sorgenti).
2602 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2603 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2604 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2605 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2606 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2607 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2608 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2609 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2610 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2611 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2612 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2613 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2615 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2616 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2617 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2618 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2619 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2620 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2621 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2622 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2625 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2626 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2627 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2628 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2629 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2630 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2631 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2632 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2633 esegue (\texttt{\small 41}).
2635 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2636 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2637 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2638 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2639 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2640 lock vengono rilasciati.
2642 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2643 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2644 all'interno di un terminale il seguente comando:
2647 \begin{minipage}[c]{12cm}
2649 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2652 \end{minipage}\vspace{1mm}
2654 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2655 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2656 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2657 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2658 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
2659 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
2662 \begin{minipage}[c]{12cm}
2664 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
2665 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2667 \end{minipage}\vspace{1mm}
2669 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
2670 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
2671 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
2672 file con il comando:
2675 \begin{minipage}[c]{12cm}
2677 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2678 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2680 \end{minipage}\vspace{1mm}
2682 se invece blocchiamo una regione con:
2685 \begin{minipage}[c]{12cm}
2687 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
2690 \end{minipage}\vspace{1mm}
2692 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
2693 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
2694 sovrappongono avremo che:
2697 \begin{minipage}[c]{12cm}
2699 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
2700 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2702 \end{minipage}\vspace{1mm}
2704 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
2708 \begin{minipage}[c]{12cm}
2710 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
2713 \end{minipage}\vspace{1mm}
2715 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
2716 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
2719 \begin{minipage}[c]{12cm}
2721 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
2722 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2724 \end{minipage}\vspace{1mm}
2726 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2728 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2729 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2730 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2734 \begin{minipage}[c]{12cm}
2736 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2738 \end{minipage}\vspace{1mm}
2740 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2741 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2745 \begin{minipage}[c]{12cm}
2747 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2749 \end{minipage}\vspace{1mm}
2751 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2752 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2753 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2754 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2757 \begin{minipage}[c]{12cm}
2759 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2762 \end{minipage}\vspace{3mm}
2765 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2766 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2767 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2768 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2771 \begin{minipage}[c]{12cm}
2773 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2776 \end{minipage}\vspace{1mm}
2778 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2779 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2780 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2781 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2785 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2786 \label{sec:file_lockf}
2788 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2789 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2790 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2791 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2792 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2793 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2795 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2797 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2798 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2800 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2801 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2802 file è mappato in memoria.
2803 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2804 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2806 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2810 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2811 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2812 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2817 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2819 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2822 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2823 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2824 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2825 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2826 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2827 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2828 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2829 con un OR aritmetico dei valori.\\
2832 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2833 \label{tab:file_lockf_type}
2836 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2837 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2838 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2839 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2840 affatto equivalente a \func{flock}).
2844 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2845 \label{sec:file_mand_locking}
2847 \itindbeg{mandatory~locking|(}
2849 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2850 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2851 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2852 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2853 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2854 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2856 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2857 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
2858 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
2859 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
2860 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
2861 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
2862 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
2863 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
2864 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
2865 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2866 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2867 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
2868 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
2869 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
2872 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2873 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
2874 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
2875 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
2876 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
2877 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
2878 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
2879 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
2880 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
2881 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
2882 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
2883 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
2886 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2887 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2888 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2889 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2891 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2892 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2893 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2894 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2895 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2898 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2899 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2900 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2901 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2903 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2904 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2905 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2906 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2909 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2910 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2911 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2912 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2913 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2914 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2915 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2916 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2917 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2919 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2920 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2921 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2922 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2923 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2924 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2925 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2926 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2927 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2928 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2929 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2930 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2931 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2932 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2933 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2934 possibilità di modificare il file.
2936 \index{file!locking|)}
2938 \itindend{mandatory~locking|(}
2941 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
2942 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
2943 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
2944 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
2945 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
2946 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
2947 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
2948 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
2949 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
2950 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
2951 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
2952 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
2953 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
2954 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
2955 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
2956 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
2957 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
2958 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
2959 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
2960 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
2961 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
2962 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
2963 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
2964 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
2965 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
2966 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
2967 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
2968 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
2969 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
2970 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
2971 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
2972 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
2973 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
2974 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
2975 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA
2978 %%% Local Variables:
2980 %%% TeX-master: "gapil"