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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
13 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
14 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
15 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
16 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
17 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
18 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
19 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
20 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
23 \section{Il \textit{file locking}}
24 \label{sec:file_locking}
26 \itindbeg{file~locking}
28 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
29 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
30 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
31 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
32 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
33 sequenza in cui essi opereranno.
35 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
36 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
37 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
38 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
39 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
42 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
43 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
44 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
45 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
46 delle operazioni di lettura o scrittura.
49 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
50 \label{sec:file_record_locking}
52 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
53 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
54 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
55 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
56 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
57 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
58 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
59 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
60 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
61 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
62 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
63 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
64 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
66 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
67 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
68 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
69 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
70 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
72 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
73 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
74 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
75 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
76 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
77 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
78 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
79 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
80 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
81 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
82 proteggere il loro accesso in lettura.
84 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
85 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
86 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
87 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
88 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
89 proteggere il suo accesso in scrittura.
91 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
92 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
93 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
94 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
95 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
96 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
97 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
100 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
101 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
102 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
103 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
104 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
105 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
106 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
108 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
109 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
110 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
111 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
112 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
118 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
120 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
122 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
125 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
126 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
129 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
130 \label{tab:file_file_lock}
133 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
134 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
135 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
136 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
137 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
138 un \textit{write lock}).
141 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
142 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
143 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
146 \subsection{La funzione \func{flock}}
147 \label{sec:file_flock}
149 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
150 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
151 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
156 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
157 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
160 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
161 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
163 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
164 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
165 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
166 per \param{operation}.
167 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
169 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
170 specificato \const{LOCK\_NB}.
172 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
176 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
177 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
178 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
179 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
180 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
185 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
187 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
190 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
191 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
192 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
193 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
194 richiesta di un \textit{file lock}.\\
197 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
198 \label{tab:file_flock_operation}
201 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
202 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
203 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
204 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
205 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
206 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
207 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
209 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
210 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
211 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
212 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
213 facendo fallire la riacquisizione.
215 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
216 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
217 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
218 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
219 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
222 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
223 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
224 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
225 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
226 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
227 per entrambe le interfacce.
229 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
230 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
231 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
232 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
233 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
234 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \itindex{inode}
235 \textit{inode}, dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono
236 avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
238 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
239 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked
240 list} di strutture \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata
241 dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura
242 \kstruct{inode} (per le definizioni esatte si faccia riferimento al file
243 \file{include/linux/fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
244 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
245 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease}
246 (\const{FL\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
250 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
251 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
252 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
253 \label{fig:file_flock_struct}
256 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
257 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
258 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
259 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
260 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
261 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
262 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
263 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
264 lock} un puntatore alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
265 da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare. Il
266 puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e
267 viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
269 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
270 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
271 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
272 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
273 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
274 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
275 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
276 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
277 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
279 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
280 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
281 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
282 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
283 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
284 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
285 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
286 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
287 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
288 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
289 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
292 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
293 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
294 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
295 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
296 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
297 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
298 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
299 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
300 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
301 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
304 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
305 \label{sec:file_posix_lock}
307 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
308 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
309 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
310 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
311 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
316 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
317 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
320 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
321 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
323 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
324 \textit{file lock} da parte di altri processi.
325 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
326 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
327 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
328 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
329 riconosca sempre questa situazione.
330 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
331 di poter acquisire un \textit{file lock}.
332 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
333 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
334 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
336 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
339 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
340 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
341 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
342 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
343 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
344 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
345 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
346 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
347 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
348 con un'altra regione bloccata.
351 \footnotesize \centering
352 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
353 \includestruct{listati/flock.h}
356 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
357 \textit{file locking}.}
358 \label{fig:struct_flock}
361 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
362 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
363 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
364 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
365 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
366 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
367 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
368 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
370 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
371 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
372 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
373 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
374 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
375 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
376 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
378 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
379 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
380 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
381 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
382 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
383 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
384 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
385 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
387 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
388 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
389 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
390 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
391 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
392 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
393 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
399 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
401 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
404 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
405 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
406 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
409 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
410 \label{tab:file_flock_type}
413 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
414 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
415 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
416 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
418 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
419 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
420 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
421 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
422 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
423 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
424 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
425 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
426 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
427 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
428 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
429 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
430 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
431 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
432 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
433 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
434 con un errore di \errcode{EINTR}.
437 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
438 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
439 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
440 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
441 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
442 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
443 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
444 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
445 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
446 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
447 per indicare quale è la regione bloccata.
449 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
450 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
451 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
452 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
453 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
454 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
455 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
456 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
457 stato effettivamente acquisito.
460 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
461 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
462 \label{fig:file_flock_dead}
465 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
466 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
467 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
468 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
469 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
470 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
471 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
472 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
473 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
474 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
475 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
476 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
477 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
480 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
481 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
482 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
483 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
484 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
485 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
486 evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
487 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
488 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
489 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
490 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
491 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
492 sempre associato \itindex{inode} all'\textit{inode}, solo che in questo caso
493 la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una voce nella
494 \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del \ids{PID} del
498 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
499 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
500 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
501 \label{fig:file_posix_lock}
504 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
505 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
506 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
507 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
508 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
509 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
510 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
511 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
513 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
514 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
515 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
516 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
517 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
518 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
519 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
520 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
521 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
523 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
524 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
525 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
526 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
527 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
528 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
529 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
530 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
531 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
533 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
534 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
535 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
536 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
537 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
538 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
539 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
540 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
541 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
542 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
543 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
544 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
545 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
547 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
548 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
549 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
550 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
551 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
552 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
553 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
554 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
556 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
557 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
558 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
559 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
560 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
562 \begin{figure}[!htbp]
563 \footnotesize \centering
564 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
565 \includecodesample{listati/Flock.c}
568 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
569 \label{fig:file_flock_code}
572 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
573 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
574 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
575 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
576 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
578 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
579 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
580 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
581 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
582 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
583 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
584 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
585 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
586 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
587 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
588 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
589 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
592 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11-14}) che venga passato
593 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
594 15-18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
595 uscendo (\texttt{\small 20-23}) in caso di errore. A questo punto il
596 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
597 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
598 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
599 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
602 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25-34}) prima si
603 controlla (\texttt{\small 27-31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
604 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
605 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
606 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
607 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
608 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
609 immediate si prepara (\texttt{\small 36-40}) la struttura per il lock, e lo
610 si esegue (\texttt{\small 41}).
612 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
613 risultato uscendo (\texttt{\small 44-46}) in caso di errore, o stampando un
614 messaggio (\texttt{\small 47-49}) in caso di successo. Infine il programma si
615 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
616 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
617 tutti i blocchi vengono rilasciati.
619 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
620 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
621 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
624 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
628 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
629 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
630 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
631 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
632 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
633 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
636 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
637 Failed lock: Resource temporarily unavailable
640 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
641 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
642 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
643 del file con il comando:
646 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
647 Failed lock: Resource temporarily unavailable
650 se invece blocchiamo una regione con:
653 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
657 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
658 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
659 regioni si sovrappongono avremo che:
662 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
663 Failed lock: Resource temporarily unavailable
666 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
670 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
674 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
675 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
678 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
679 Failed lock: Resource temporarily unavailable
682 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
684 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
685 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
686 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
690 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
693 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
694 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
695 essere acquisito otterremo:
698 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
701 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
702 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
703 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
704 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
707 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
712 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
713 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
714 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
715 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
719 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
723 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
724 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
725 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
726 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
728 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
729 % \label{sec:file_lockf}
731 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
732 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
733 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
734 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
735 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
736 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
737 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
738 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
739 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
744 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
745 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
748 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
749 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
751 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
752 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
754 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
755 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
756 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
758 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
759 che hanno con \funcd{fcntl}.
763 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
764 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
765 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
766 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
767 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
768 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
769 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
770 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
771 ad un valore infinito positivo).
775 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
776 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
777 \label{fig:file_lockf_boundary}
780 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
781 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
782 consentiti sono i seguenti:
784 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
785 \item[\const{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
786 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
787 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
788 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
789 \item[\const{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
790 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
791 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
792 \item[\const{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
793 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
794 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
795 \item[\const{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
796 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
797 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
798 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
799 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
802 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
803 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
804 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
805 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
806 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
807 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
808 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
812 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
813 \label{sec:file_mand_locking}
815 \itindbeg{mandatory~locking}
817 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
818 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
819 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
820 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
821 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
822 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
824 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
825 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} dei permessi dei
826 file. Se si ricorda quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso
827 viene di norma utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene
828 eseguito un programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del
829 permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza
830 permesso di esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory
831 locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In
832 questo modo una combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in
833 quanto senza significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del
834 \textit{mandatory locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare
835 quanto detto in sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit
836 \acr{sgid} viene cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su
837 un file, questo non vale quando esso viene utilizzato per attivare il
838 \textit{mandatory locking}.}
840 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
841 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
842 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
843 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
844 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
845 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
846 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
847 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
848 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
849 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
850 filesystem in fase di montaggio, specificando l'apposita opzione di
851 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione
852 \code{-o mand} per il comando omonimo.
854 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
855 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
856 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
857 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
860 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
861 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
862 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
863 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
864 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
865 direttamente il \textit{file locking}.
867 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
868 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
869 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
870 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
873 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
874 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
875 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
876 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
877 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
879 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
880 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
881 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
882 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
883 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
884 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
885 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
886 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
887 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
889 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
890 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
891 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
892 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
893 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
894 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
895 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
896 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
897 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
898 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
899 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
900 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
901 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
902 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
903 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
904 possibilità di modificare il file.
906 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
907 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
908 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
909 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
910 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
911 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
912 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
913 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
916 \itindend{file~locking}
918 \itindend{mandatory~locking}
921 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
922 \label{sec:file_multiplexing}
925 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
926 su molti file usando le funzioni illustrate in
927 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
928 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
929 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
930 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
931 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
935 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
936 \label{sec:file_noblocking}
938 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
939 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
940 che in certi casi le funzioni di I/O eseguite su un file descritor possono
941 bloccarsi indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i
942 quali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può
943 avvenire per alcuni \index{file!di~dispositivo} file di dispositivo, come ad
944 esempio una seriale o un terminale, o con l'uso di file descriptor collegati a
945 meccanismi di intercomunicazione come le \textit{pipe} (vedi
946 sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In
947 casi come questi ad esempio una operazione di lettura potrebbe bloccarsi se
948 non ci sono dati disponibili sul descrittore su cui la si sta effettuando.
950 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
951 ci si trova ad affrontare nella gestione delle operazioni di I/O: la necessità
952 di operare su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
953 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può
954 avvenire. Un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la
955 problematica in dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati
956 in ingresso prevenienti da vari client.
958 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
959 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
960 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
961 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
962 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
963 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi, quando la conclusione
964 dell'operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
965 ``\textsl{disponibile}'', si potrebbe addirittura arrivare ad un
966 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
968 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
969 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
970 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
971 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
972 di lettura o scrittura eseguite sul file che si sarebbero bloccate ritornano
973 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
974 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
975 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
976 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
977 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
978 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
979 che nella gran parte dei casi falliranno.
981 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
982 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
983 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
984 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
985 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
986 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
987 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
990 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
991 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
992 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
993 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
994 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
995 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
998 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
999 \label{sec:file_select}
1001 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1002 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1003 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1004 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1005 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1006 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, è ed presente con
1007 le \acr{glibc} a partire dalla versione 2.0, in precedenza, con le
1008 \acr{libc4} e le \acr{libc5}, occorreva includere \texttt{sys/time.h},
1009 \texttt{sys/types.h} e \texttt{unistd.h}.}
1012 \fhead{sys/select.h}
1013 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1015 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1016 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1019 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1020 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1022 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1023 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1024 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1025 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1026 o un valore non valido per \param{timeout}.
1028 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1031 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1032 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1033 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1034 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1037 \itindbeg{file~descriptor~set}
1039 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1040 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1041 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1042 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1043 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1044 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1045 opportune macro di preprocessore:
1050 \fhead{sys/select.h}
1051 \fdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1052 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1053 \fdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1054 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1055 \fdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1056 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1057 \fdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1058 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1063 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1064 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1065 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1066 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, nelle
1067 versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso indica le
1068 dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor set}, ed il
1069 suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1070 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1072 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1073 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1074 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili. Allo stesso modo
1075 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1076 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1078 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1079 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1080 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1081 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1082 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
1083 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1084 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni come i
1085 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, (vedi
1086 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1088 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1089 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente, la funzione richiede di
1090 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1091 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1092 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1093 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1094 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno. Si ricordi infatti che
1095 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1096 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo,
1097 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore comune.
1099 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con il puntatore ad una struttura
1100 di tipo \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un
1101 tempo massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a
1102 \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un
1103 tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a
1104 zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file
1105 descriptor, e così può essere utilizzata eseguire il \itindex{polling}
1106 \textit{polling} su un gruppo di file descriptor. Usare questo argomento con
1107 tutti i \textit{file descriptor set} vuoti è un modo portabile, disponibile
1108 anche su sistemi in cui non sono disponibili le funzioni avanzate di
1109 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, per tenere un processo in stato di
1110 \textit{sleep} con precisioni inferiori al secondo.
1112 In caso di successo la funzione restituisce il numero di file descriptor
1113 pronti, seguendo il comportamento previsto dallo standard
1114 POSIX.1-2001,\footnote{si tenga però presente che esistono alcune versioni di
1115 Unix che non si comportano in questo modo, restituendo un valore positivo
1116 generico.} e ciascun insieme viene sovrascritto per indicare quali sono i
1117 file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo da poterli
1118 controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece scade il tempo indicato
1119 da \param{timout} viene restituito un valore nullo e i \textit{file descriptor
1120 set} non vengono modificati. In caso di errore la funzione restituisce $-1$, i
1121 valori dei tre insiemi e di \param{timeout} sono indefiniti e non si può fare
1122 nessun affidamento sul loro contenuto; nelle versioni più recenti della
1123 funzione invece i \textit{file descriptor set} non vengono modificati anche in
1126 Si tenga presente infine che su Linux, in caso di programmazione
1127 \textit{multithread} se un file descriptor viene chiuso in un altro
1128 \textit{thread} rispetto a quello in cui si sta usando \func{select}, questa
1129 non subisce nessun effetto. In altre varianti di sistemi unix-like invece
1130 \func{select} ritorna indicando che il file descriptor è pronto, con
1131 conseguente possibile errore nel caso lo si usi senza che sia stato
1132 riaperto. Lo standard non prevede niente al riguardo e non si deve dare per
1133 assunto nessuno dei due comportamenti se si vogliono scrivere programmi
1137 \itindend{file~descriptor~set}
1139 Una volta ritornata la funzione, si potrà controllare quali sono i file
1140 descriptor pronti, ed operare su di essi. Si tenga presente però che
1141 \func{select} fornisce solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni in
1142 cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file descriptor è
1143 pronto, ma l'esecuzione di una operazione di I/O si bloccherebbe: ad esempio
1144 con Linux questo avviene quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono
1145 scartati perché corrotti (ma sono possibili pure altri casi); in tal caso pur
1146 risultando il relativo file descriptor pronto in lettura una successiva
1147 esecuzione di una \func{read} si bloccherebbe. Per questo motivo quando si usa
1148 l'\textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso delle funzioni di
1149 lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1151 Su Linux quando la \textit{system call} \func{select} viene interrotta da un
1152 segnale modifica il valore nella struttura puntata da \param{timeout},
1153 impostandolo al tempo restante. In tal caso infatti si ha un errore di
1154 \errcode{EINTR} ed occorre rilanciare la funzione per proseguire l'attesa, ed
1155 in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
1156 rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia quando si usa codice
1157 scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi
1158 scritti per altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e
1159 ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere questa caratteristica è
1160 disponibile nei sistemi che derivano da System V e non è disponibile per
1161 quelli che derivano da BSD; lo standard POSIX.1-2001 non permette questo
1162 comportamento e per questo motivo le \acr{glibc} nascondono il comportamento
1163 passando alla \textit{system call} una copia dell'argomento \param{timeout}.
1165 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1166 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1167 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1168 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1169 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1170 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1171 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1173 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1174 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1175 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1176 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1177 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1178 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1180 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1181 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1182 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1183 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1184 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1185 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1186 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1187 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1188 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1189 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1190 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1191 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1192 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1193 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1196 \fhead{sys/select.h}
1197 \fdecl{int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds,
1198 fd\_set *exceptfds, \\
1199 \phantom{int pselect(}struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1200 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1203 {La funzione ritorna il numero (anche nullo) di file descriptor che sono
1204 attivi in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
1205 assumerà uno dei valori:
1207 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1209 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1210 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1211 o un valore non valido per \param{timeout}.
1213 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
1217 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1218 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1219 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1220 caso di interruzione. In realtà anche in questo caso la \textit{system call}
1221 di Linux aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1222 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1223 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che
1224 richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.
1226 Rispetto a \func{select} la nuova funzione prende un argomento
1227 aggiuntivo \param{sigmask}, un puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali}
1228 maschera di segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). Nell'esecuzione la
1229 maschera dei segnali corrente viene sostituita da quella così indicata
1230 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e viene poi ripristinata al ritorno
1231 della funzione. L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di
1232 prevenire possibili \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando
1233 oltre alla presenza di dati sui file descriptor come nella \func{select}
1234 ordinaria, ci si deve porre in attesa anche dell'arrivo di un segnale.
1236 Come abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_example} la tecnica classica per
1237 rilevare l'arrivo di un segnale è quella di utilizzare il gestore per
1238 impostare una \index{variabili!globali} variabile globale e controllare questa
1239 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in quell'occasione come
1240 questo lasci spazio a possibili \itindex{race~condition} \textit{race
1241 condition}, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1242 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1243 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1244 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1246 Nel nostro caso il problema si pone quando, oltre al segnale, si devono tenere
1247 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1248 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1249 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1250 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1251 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1252 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1253 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1254 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1256 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1257 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1258 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1259 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1260 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1261 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1262 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1263 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1264 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
1265 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1266 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1267 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1268 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1269 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
1270 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
1272 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1273 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1274 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1275 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1278 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1279 \label{sec:file_poll}
1281 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1282 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta una
1283 interfaccia completamente diversa, basata sulla funzione di sistema
1284 \funcd{poll},\footnote{la funzione è prevista dallo standard XPG4, ed è stata
1285 introdotta in Linux come system call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita
1286 nelle \acr{libc} 5.4.28, originariamente l'argomento \param{nfds} era di
1287 tipo \ctyp{unsigned int}, la funzione è stata inserita nello standard
1288 POSIX.1-2001 in cui è stato introdotto il tipo nativo \type{nfds\_t}.} il
1293 \fdecl{int poll(struct pollfd *ufds, nfds\_t nfds, int timeout)}
1294 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1298 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1299 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1301 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1303 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1304 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1305 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1307 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.}
1310 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1311 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1312 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1313 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1314 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1315 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1316 immediato, e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1317 \textsl{non-bloccante}.
1319 \begin{figure}[!htb]
1320 \footnotesize \centering
1321 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1322 \includestruct{listati/pollfd.h}
1325 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1326 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1327 \label{fig:file_pollfd}
1330 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1331 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1332 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1333 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1334 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1335 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1336 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1339 Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà
1340 ignorata da \func{poll} ed il campo \var{revents} verrà azzerato, questo
1341 consente di eliminare temporaneamente un file descriptor dalla lista senza
1342 dover modificare il vettore \param{ufds}. Dato che i dati in ingresso sono del
1343 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1344 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1345 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1347 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1348 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportate in
1349 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1350 suddivise in tre gruppi principali, nel primo gruppo si sono indicati i bit
1351 utilizzati per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per
1352 l'attività in uscita, infine il terzo gruppo contiene dei valori che vengono
1353 utilizzati solo nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di
1359 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1361 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1364 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1365 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1366 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1367 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1370 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1371 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1372 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1374 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1375 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1376 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1377 socket.\footnotemark\\
1378 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1380 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1383 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1384 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1385 \label{tab:file_pollfd_flags}
1388 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1389 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1390 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1391 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1392 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1393 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1395 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1396 compatibilità con l'implementazione di System V che usa i cosiddetti
1397 ``\textit{stream}''. Si tratta di una interfaccia specifica di SysV non
1398 presente in Linux, che non ha nulla a che fare con gli \textit{stream} delle
1399 librerie standard del C visti in sez.~\ref{sec:file_stream}. Da essa derivano
1400 i nomi di alcune costanti poiché per quegli \textit{stream} sono definite tre
1401 classi di dati: \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In
1402 Linux la distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band}
1403 dei socket (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come
1404 \func{poll} reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1405 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1407 Le costanti relative ai diversi tipi di dati normali e prioritari che fanno
1408 riferimento alle implementazioni in stile System V sono \const{POLLRDNORM},
1409 \const{POLLWRNORM}, \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND}. Le prime due sono
1410 equivalenti rispettivamente a \const{POLLIN} e \const{POLLOUT},
1411 \const{POLLRDBAND} non viene praticamente mai usata su Linux mentre
1412 \const{POLLWRBAND} ha senso solo sui socket. In ogni caso queste costanti sono
1413 utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1414 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.
1416 In caso di successo \func{poll} ritorna restituendo il numero di file (un
1417 valore positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa
1418 richieste o per i quali si è verificato un errore, avvalorando i relativi bit
1419 di \var{revents}. In caso di errori sui file vengono utilizzati i valori della
1420 terza sezione di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} che hanno significato solo
1421 per \var{revents} (se specificati in \var{events} vengono ignorati). Un valore
1422 di ritorno nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore
1423 negativo indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al
1424 solito tramite \var{errno}.
1426 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1427 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1428 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1429 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1430 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1431 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1432 dal loro valore. Infatti, anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1433 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1434 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto ci
1435 si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di memoria.
1437 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1438 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1439 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1440 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1441 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1444 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1445 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1446 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1447 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1448 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1450 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1451 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1452 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1453 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1458 \fdecl{int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds,
1459 const struct timespec *timeout, \\
1460 \phantom{int ppoll(}const sigset\_t *sigmask)}
1462 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file descriptor.}
1465 {La funzione ritorna il numero di file descriptor con attività in caso di
1466 successo, $0$ se c'è stato un timeout e $-1$ per un errore, nel qual caso
1467 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1469 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1471 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1472 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1473 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1475 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.
1479 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1480 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1481 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1482 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1483 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1484 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1485 del seguente codice:
1486 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1488 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1489 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1490 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1491 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la
1492 \textit{system call} che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione
1493 viene interrotta da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come
1494 per \func{pselect} la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera
1495 questo comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout} anche se
1496 in questo caso non esiste nessuno standard che richieda questo comportamento.
1498 Infine anche per \func{poll} e \func{ppoll} valgono le considerazioni relative
1499 alla possibilità di avere delle notificazione spurie della disponibilita di
1500 accesso ai file descriptor illustrate per \func{select} in
1501 sez.~\ref{sec:file_select}, che non staremo a ripetere qui.
1503 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1504 \label{sec:file_epoll}
1508 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1509 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1510 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1511 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1512 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1513 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1514 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1515 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1516 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1518 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1519 eventi al secondo (il caso classico è quello di un server web di un sito con
1520 molti accessi) l'uso di \func{poll} comporta la necessità di trasferire avanti
1521 ed indietro da \textit{user space} a \textit{kernel space} una lunga lista di
1522 strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1523 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1524 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1525 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1526 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1527 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1528 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1530 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1531 specialistiche (come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue} in BSD)
1532 il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
1533 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
1534 così le problematiche appena illustrate. In genere queste prevedono che si
1535 registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto osservazione, e
1536 forniscono un meccanismo che notifica quali di questi presentano attività.
1538 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1539 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1540 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1541 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1542 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1543 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1544 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1545 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1546 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1547 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1548 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1549 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1552 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1553 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1554 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1555 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1556 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1557 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1558 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1559 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1560 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1562 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1563 servizio è chiamata \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da
1564 Davide Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44,
1565 ma la sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66, il supporto
1566 è stato aggiunto nelle \acr{glibc} a partire dalla versione 2.3.2.} anche se
1567 sono state in discussione altre interfacce con le quali effettuare lo stesso
1568 tipo di operazioni; \textit{epoll} è in grado di operare sia in modalità
1569 \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1571 La prima versione di \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file
1572 di dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1573 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia ma poi si è passati all'uso di
1574 apposite \textit{system call}. Il primo passo per usare l'interfaccia di
1575 \textit{epoll} è pertanto quello ottenere detto file descriptor chiamando una
1576 delle due funzioni di sistema \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},
1577 i cui prototipi sono:
1581 \fdecl{int epoll\_create(int size)}
1582 \fdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1584 \fdesc{Apre un file descriptor per \textit{epoll}.}
1586 {Le funzioni ritornano un file descriptor per \textit{epoll} in caso di
1587 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1590 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1591 positivo o non valido per \param{flags}.
1592 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1593 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1594 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1595 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1597 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1603 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor, detto anche
1604 \textit{epoll descriptor}; si tratta di un file descriptor speciale (per cui
1605 \func{read} e \func{write} non sono supportate) che viene associato alla
1606 infrastruttura utilizzata dal kernel per gestire la notifica degli eventi, e
1607 che può a sua volta essere messo sotto osservazione con una chiamata a
1608 \func{select}, \func{poll} o \func{epoll\_ctl}; in tal caso risulterà pronto
1609 quando saranno disponibili eventi da notificare riguardo i file descriptor da
1610 lui osservati.\footnote{è anche possibile inviarlo ad un altro processo
1611 attraverso un socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}) ma
1612 l'operazione non ha alcun senso dato che il nuovo processo non avrà a
1613 disposizione le copie dei file descriptor messe sotto osservazione tramite
1614 esso.} Una volta che se ne sia terminato l'uso si potranno rilasciare tutte
1615 le risorse allocate chiudendolo semplicemente con \func{close}.
1617 Nel caso di \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare
1618 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1619 controllo, e costituiva solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di
1620 risorse sufficienti, non un valore massimo, ma a partire dal kernel 2.6.8 esso
1621 viene totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.
1623 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata introdotta
1624 come estensione della precedente (è disponibile solo a partire dal kernel
1625 2.6.27) per poter passare dei flag di controllo come maschera binaria in fase
1626 di creazione del file descriptor. Al momento l'unico valore legale
1627 per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC}, che consente di
1628 impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1629 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si è trattato il significato
1630 di \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1631 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1633 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1634 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1635 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione di sistema
1636 dell'interfaccia, \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1640 \fdecl{int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1642 \fdesc{Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.}
1645 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1646 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1648 \item[\errcode{EBADF}] i file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1650 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1651 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1652 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1653 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1654 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1655 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1656 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1657 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1658 l'operazione richiesta.
1659 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1660 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1661 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1662 \item[\errcode{EPERM}] il file associato a \param{fd} non supporta l'uso di
1668 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1669 \textit{epoll}, \param{epfd}, che indica quale istanza di \textit{epoll} usare
1670 e deve pertanto essere stato ottenuto in precedenza con una chiamata a
1671 \func{epoll\_create} o \func{epoll\_create1}. L'argomento \param{fd} indica
1672 invece il file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo
1673 può essere un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche
1674 un altro file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1676 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1677 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1678 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1679 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1680 delle operazioni cui fanno riferimento.
1685 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1687 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1690 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1691 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1692 controllati tramite \param{epfd}, in
1693 \param{event} devono essere specificate le
1694 modalità di osservazione.\\
1695 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1696 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1698 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1699 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1702 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1703 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1704 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1707 % era stata aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE in previsione del kernel 3.7, vedi
1708 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1709 % ma non è mai stata inserita.
1711 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1712 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo utilizzando una serie
1713 di chiamate a \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è
1714 che queste chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor,
1715 incorrendo in una perdita di prestazioni qualora il numero di file
1716 descriptor sia molto grande; per questo è stato proposto di introdurre come
1717 estensione una funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con
1718 una sola chiamata le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso
1719 di \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1720 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1721 osservazione. Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file
1722 descriptor lo si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1723 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1725 Anche se è possibile tenere sotto controllo lo stesso file descriptor in due
1726 istanze distinte di \textit{epoll} in genere questo è sconsigliato in quanto
1727 entrambe riceveranno le notifiche, e gestire correttamente le notifiche
1728 multiple richiede molta attenzione. Se invece si cerca di inserire due volte
1729 lo stesso file descriptor nella stessa istanza di \textit{epoll} la funzione
1730 fallirà con un errore di \errval{EEXIST}. Tuttavia è possibile inserire nella
1731 stessa istanza file descriptor duplicati (si ricordi quanto visto in
1732 sez.~\ref{sec:file_dup}), una tecnica che può essere usata per registrarli con
1733 un valore diverso per \param{events} e classificare così diversi tipi di
1736 Si tenga presente che quando si chiude un file descriptor questo, se era stato
1737 posto sotto osservazione da una istanza di \textit{epoll}, viene rimosso
1738 automaticamente solo nel caso esso sia l'unico riferimento al file aperto
1739 sottostante (più precisamente alla struttura \kstruct{file}, si ricordi
1740 fig.~\ref{fig:file_dup}) e non è necessario usare
1741 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}. Questo non avviene qualora esso sia stato duplicato
1742 (perché la suddetta struttura non viene disallocata) e si potranno ricevere
1743 eventi ad esso relativi anche dopo che lo si è chiuso; per evitare
1744 l'inconveniente è necessario rimuoverlo esplicitamente con
1745 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1747 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1748 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1749 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1750 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1751 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1752 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1753 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1754 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1755 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1758 \begin{figure}[!htb]
1759 \footnotesize \centering
1760 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1761 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1764 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1765 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1767 \label{fig:epoll_event}
1770 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1771 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1772 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1773 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1774 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1776 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1777 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1778 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1779 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Nella prima parte della tabella si sono indicate
1780 le costanti che permettono di indicare il tipo di evento, che sono le
1781 equivalenti delle analoghe di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} per
1782 \func{poll}. Queste sono anche quelle riportate nella struttura
1783 \struct{epoll\_event} restituita da \func{epoll\_wait} per indicare il tipo di
1784 evento presentatosi, insieme a quelle della seconda parte della tabella, che
1785 vengono comunque riportate anche se non le si sono impostate con
1786 \func{epoll\_ctl}. La terza parte della tabella contiene le costanti che
1787 modificano le modalità di notifica.
1792 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1794 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1797 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1798 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1799 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1800 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1801 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1802 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1803 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1805 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1806 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1807 disponibili in lettura (analogo di
1808 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1809 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1812 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1813 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1814 viene comunque riportata in uscita, e non è
1815 necessaria impostarla in ingresso.\\
1816 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1817 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1818 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1820 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1821 triggered} per il file descriptor associato.\\
1822 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1823 descriptor associato (questa modalità è disponibile
1824 solo a partire dal kernel 2.6.2).\\
1825 \const{EPOLLWAKEUP} & Attiva la prevenzione della sospensione del sistema
1826 se il file descriptor che si è marcato con esso
1827 diventa pronto (aggiunto a partire dal kernel 3.5),
1828 può essere impostato solo dall'amministratore (o da
1829 un processo con la capacità
1830 \const{CAP\_BLOCK\_SUSPEND}).\\
1833 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1834 \struct{epoll\_event}.}
1835 \label{tab:epoll_events}
1838 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1839 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo di
1840 un socket quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1842 Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union} che serve a identificare il
1843 file descriptor a cui si intende fare riferimento, ed in astratto può
1844 contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse forme) che ne permetta
1845 una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo però è quello in cui si
1846 specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl} nella forma
1847 \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo stesso valore
1848 dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata identificazione del
1851 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1853 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1854 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1855 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1856 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}.
1858 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1859 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1860 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1861 di dati in blocchi separati (questo è tipico con i socket di rete, in quanto i
1862 dati arrivano a pacchetti) può causare una generazione di eventi (ad esempio
1863 segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la condizione è già
1864 stata rilevata (si avrebbe cioè una rottura della logica \textit{edge
1867 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1868 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1869 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1870 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1871 automaticamente disattivato (la cosa avviene contestualmente al ritorno di
1872 \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione) e per essere riutilizzato
1873 dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva chiamata con
1874 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1876 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1877 i relativi eventi, la funzione di sistema che consente di attendere
1878 l'occorrenza di uno di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1882 \fdecl{int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1885 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.}
1888 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1889 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1891 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1892 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1893 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1894 della scadenza di \param{timeout}.
1895 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1896 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1901 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1902 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1903 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1904 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1905 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1906 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1907 con l'argomento \param{maxevents}.
1909 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1910 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1911 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1912 indica di non attendere e ritornare immediatamente (anche in questo caso il
1913 valore di ritorno sarà nullo) o il valore $-1$, che indica un'attesa
1914 indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre un intero
1917 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1918 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1919 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1920 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1921 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1922 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1923 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1924 identificare il file descriptor, ed è per questo che, come accennato, è
1925 consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.
1927 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1928 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1929 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1930 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1931 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1932 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1933 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1934 luce delle modifiche.
1936 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1937 il ritorno di \func{epoll\_wait} avviene solo quando il file descriptor ha
1938 cambiato stato diventando pronto. Esso non sarà riportato nuovamente fino ad
1939 un altro cambiamento di stato, per cui occorre assicurarsi di aver
1940 completamente esaurito le operazioni su di esso. Questa condizione viene
1941 generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di \errcode{EAGAIN} al
1942 ritorno di una \func{read} o una \func{write}, (è opportuno ricordare ancora
1943 una volta che l'uso dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui
1944 file in modalità non bloccante) ma questa non è la sola modalità possibile, ad
1945 esempio la condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono
1946 stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
1948 Si tenga presente che in modalità \textit{edge triggered}, dovendo esaurire le
1949 attività di I/O dei file descriptor risultati pronti per poter essere
1950 rinotificati, la gestione elementare per cui li si trattano uno per uno in
1951 sequenza può portare ad un effetto denominato \textit{starvation}
1952 (``\textsl{carestia}''). Si rischia cioè di concentrare le operazioni sul
1953 primo file descriptor che dispone di molti dati, prolungandole per tempi molto
1954 lunghi con un ritardo che può risultare eccessivo nei confronti di quelle da
1955 eseguire sugli altri che verrebbero dopo. Per evitare questo tipo di
1956 problematiche viene consigliato di usare \func{epoll\_wait} per registrare un
1957 elenco dei file descriptor da gestire, e di trattarli a turno in maniera più
1960 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1961 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1962 contemporaneamente. Valgono le osservazioni fatte in
1963 sez.~\ref{sec:file_select}, e per poterlo fare di nuovo è necessaria una
1964 variante della funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una
1965 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali, analoga alle estensioni
1966 \func{pselect} e \func{ppoll} che abbiamo visto in precedenza per
1967 \func{select} e \func{poll}. In questo caso la funzione di sistema si chiama
1968 \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funzione è stata introdotta a partire dal
1969 kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di \textit{epoll}, specifica di
1970 Linux.} ed il suo prototipo è:
1974 \fdecl{int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1975 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1977 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando
1980 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1981 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori già
1982 visti con \funcd{epoll\_wait}.
1987 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1988 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1989 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1990 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1991 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1992 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1994 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1995 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1996 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1997 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1998 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1999 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
2000 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
2005 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
2006 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
2008 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
2009 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
2010 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
2011 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
2012 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
2013 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
2014 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
2016 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
2017 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
2018 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
2019 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
2020 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
2021 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
2022 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
2023 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
2024 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
2025 \textsl{sincrona}, come quelle dell'\textit{I/O multiplexing} appena
2028 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
2029 gli eventi a cui deve reagire in maniera sincrona generando le opportune
2030 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
2031 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
2032 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
2033 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
2034 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}. In sostanza se non ci
2035 fossero i segnali non ci sarebbe da preoccuparsi, fintanto che si effettuano
2036 operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
2037 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte e
2038 devono essere riavviate.
2040 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
2041 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
2042 sincrona dei segnali, con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
2043 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
2044 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
2045 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
2046 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
2047 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
2048 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
2049 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
2050 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
2051 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
2053 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
2054 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
2055 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
2056 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
2057 opportuni file descriptor. Ovviamente si tratta di una funzionalità specifica
2058 di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista da nessuno
2059 standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.
2061 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
2062 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
2063 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
2064 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
2065 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
2066 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
2067 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
2068 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
2069 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
2071 La funzione di sistema che permette di abilitare la ricezione dei segnali
2072 tramite file descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella
2073 riportata è l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono
2074 infatti due versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
2075 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
2076 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
2077 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
2078 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
2079 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
2080 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
2081 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
2084 \fhead{sys/signalfd.h}
2085 \fdecl{int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
2087 \fdesc{Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.}
2090 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2091 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2093 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
2094 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2095 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
2096 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2097 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2098 associati al file descriptor.
2099 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2100 descriptor di \func{signalfd}.
2102 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2107 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2108 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2109 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2110 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2111 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2112 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2113 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2114 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2115 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2117 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2118 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2119 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
2120 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
2121 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
2122 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
2123 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
2124 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
2125 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
2127 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2128 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2129 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2130 impostazione successiva con \func{fcntl} (si ricordi che questo è un argomento
2131 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2132 per kernel precedenti il valore deve essere nullo). L'argomento deve essere
2133 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2134 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2139 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2141 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2144 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2145 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2146 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2147 chiusura automatica del file descriptor nella
2148 esecuzione di \func{exec}.\\
2151 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2152 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2153 \label{tab:signalfd_flags}
2156 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2157 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2158 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2159 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2160 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2161 installato in precedenza). Il blocco non ha invece nessun effetto sul file
2162 descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile pertanto
2163 ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.
2165 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2166 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2167 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2168 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2169 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2171 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2172 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2173 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2174 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2175 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2177 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2178 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2179 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2180 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2181 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2182 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2183 soltanto una volta. Questo significa che tutti i file descriptor su cui è
2184 presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le funzioni di
2185 \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su uno di essi il
2186 segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non saranno più
2187 disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una ulteriore
2188 occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.
2190 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2191 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2192 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2193 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2194 imposto con \func{sigprocmask}.
2196 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2197 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2198 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2199 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2200 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2201 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2202 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2203 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2204 pendenti attraverso una \func{exec}.
2206 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2207 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2208 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2209 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2210 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2211 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2212 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2213 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2215 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2216 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2217 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2218 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2219 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2220 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2221 successivo con \func{fcntl}.
2223 \begin{figure}[!htb]
2224 \footnotesize \centering
2225 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
2226 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2229 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2230 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2231 \label{fig:signalfd_siginfo}
2234 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2235 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2236 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2237 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2238 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2239 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2240 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2241 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2242 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2244 \begin{figure}[!htb]
2245 \footnotesize \centering
2246 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2247 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2250 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2251 \file{FifoReporter.c}.}
2252 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2255 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2256 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2257 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2258 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2259 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2260 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2261 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2262 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2264 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2265 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2266 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2267 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2268 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2269 \texttt{FifoReporter.c}).
2271 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2272 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2273 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2274 (\texttt{\small 12-16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2275 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2276 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2279 Il primo passo (\texttt{\small 19-20}) è la creazione di un file descriptor
2280 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2281 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2282 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2283 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2284 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22-25})
2285 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2286 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2287 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28-29}) di
2288 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2289 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30-33}) dovrà essere aggiunto con
2290 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2292 Occorrerà infine (\texttt{\small 35-38}) creare la \textit{named fifo} se
2293 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39-40}); una
2294 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2295 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2296 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2299 \begin{figure}[!htb]
2300 \footnotesize \centering
2301 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2302 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2305 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2306 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2309 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2310 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2-45}) che si è riportato in
2311 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2312 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2313 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2-3}) la presenza di un file
2314 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait} (si ricordi che entrambi i
2315 file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in osservazioni
2316 per eventi di tipo \const{EPOLLIN}) che si bloccherà fintanto che non siano
2317 stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un segnale.\footnote{per
2318 semplificare il codice non si è trattato il caso in cui \func{epoll\_wait}
2319 viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti quelli che possano
2320 interessare siano stati predisposti per la notifica tramite file descriptor,
2321 per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal programma.}
2323 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2324 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2325 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5-44}) sul numero
2326 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2327 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2328 del file descriptor riconosciuto come pronto, controllando cioè a quale dei
2329 due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2330 \var{events[i].data.fd}.
2332 Il primo condizionale (\texttt{\small 6-24}) è relativo al caso che si sia
2333 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2334 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2335 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2336 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2337 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8-24}) che prosegue fintanto che vi
2338 siano dati da leggere.
2340 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9-14}) se il valore di
2341 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2342 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2343 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2344 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati. Si ricordi infatti come
2345 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2346 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2347 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non vi
2348 saranno più dati da leggere.
2350 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2351 (\texttt{\small 19-20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2352 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf} ed il \textit{pid}
2353 del processo da cui lo ha ricevuto;\footnote{per la stampa si è usato il
2354 vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale corrisponde il nome
2355 del segnale avente il numero corrispondente, la cui definizione si è omessa
2356 dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} per brevità.} inoltre
2357 (\texttt{\small 21-24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2358 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2359 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2362 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26-39}) è invece relativo al caso in
2363 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2364 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2365 letture in un ciclo (\texttt{\small 28-39}) ripetendole fin tanto che la
2366 funzione \func{read} non restituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2367 (\texttt{\small 29-35}). Il procedimento è lo stesso adottato per il file
2368 descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso di
2369 errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si stampa
2370 anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.
2372 Se invece vi sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small
2373 36}) una terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto
2374 (\texttt{\small 37-38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2375 (\texttt{\small 40-44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2376 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2377 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2379 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2380 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2381 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2383 piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./a.out}
2384 FifoReporter starting, pid 4568
2387 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2389 root@hain:~# \textbf{echo prova > /tmp/reporter.fifo}
2397 mentre inviando un segnale:
2399 root@hain:~# \textbf{kill 4568}
2407 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2414 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2422 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2423 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2424 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2425 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2426 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2427 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2428 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2429 timer. In realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd} per
2430 ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia semplifica
2431 notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola \textit{system
2434 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2435 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2436 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2437 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2438 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2439 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2440 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2441 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2442 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione di sistema prevista,
2443 quella che consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui
2447 \fhead{sys/timerfd.h}
2448 \fdecl{int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2450 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2453 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2454 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2456 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2457 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2458 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2459 precedenti il 2.6.27.
2460 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2461 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2462 associati al file descriptor.
2463 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2464 descriptor di \func{signalfd}.
2466 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2470 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2471 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2472 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2473 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2474 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2475 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2476 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2477 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2478 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2479 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2480 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2485 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2487 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2490 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2491 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2492 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2493 chiusura automatica del file descriptor nella
2494 esecuzione di \func{exec}.\\
2497 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2498 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2500 \label{tab:timerfd_flags}
2503 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2504 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2505 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2506 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec} (a meno che
2507 non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2508 \const{TFD\_CLOEXEC}) e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2509 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2510 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2511 timer impostati con le funzioni ordinarie. Si ricordi infatti che, come
2512 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali pendenti nel
2513 padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.
2515 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2516 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2517 periodicità di ripetizione, per farlo si usa una funzione di sistema omologa
2518 di \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2519 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2522 \fhead{sys/timerfd.h}
2523 \fdecl{int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2524 const struct itimerspec *new\_value,\\
2525 \phantom{int timerfd\_settime(}struct itimerspec *old\_value)}
2527 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2530 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2531 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2533 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2535 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2537 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2538 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2539 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2544 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2545 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2546 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2547 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2548 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2549 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2551 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2552 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2553 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2554 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2555 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2556 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2557 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2558 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2559 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2560 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2561 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2563 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2564 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2567 \fhead{sys/timerfd.h}
2568 \fdecl{int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2570 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.}
2573 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2574 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2576 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2578 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2579 con \func{timerfd\_create}.
2580 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2582 ed inoltre nel suo significato generico.
2587 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2588 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2590 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2591 dalla ultima impostazione che può essere usato per leggere le notifiche delle
2592 scadenze dei timer. Queste possono essere ottenute leggendo in maniera
2593 ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2596 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2597 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2598 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2599 % http://lwn.net/Articles/245533/
2600 % http://lwn.net/Articles/267331/
2603 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2604 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2606 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2607 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2608 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2609 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2610 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2611 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2612 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2613 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2614 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2615 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2616 operazioni di I/O volute.
2619 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2620 \label{sec:signal_driven_io}
2622 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2624 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2625 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2626 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2627 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2628 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2629 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2630 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2631 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2632 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2633 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2634 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2635 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2638 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2639 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2640 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2641 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2642 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2643 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2644 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2645 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2646 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2647 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2648 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2651 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2653 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2654 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2655 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2656 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2657 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2658 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2659 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2660 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2661 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2662 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2665 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2666 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2667 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2668 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2669 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2670 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2671 verrebbero notificati una volta sola.
2673 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2674 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2675 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2676 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2677 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2678 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2679 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2681 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2682 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2683 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2684 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2685 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2686 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2687 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2688 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2689 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2691 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2692 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2693 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2694 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2695 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2696 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2697 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2700 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2701 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2702 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2703 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2704 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2705 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2706 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2707 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2708 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2709 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2711 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2713 \itindend{signal~driven~I/O}
2717 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2718 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2720 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2721 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2722 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2723 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2724 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2725 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2726 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2727 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2728 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2729 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2730 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2731 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2732 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2735 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2736 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2737 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2738 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2739 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2740 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2741 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2742 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2743 nessuna funzionalità di notifica.
2745 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2746 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2747 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2748 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2749 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2750 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2751 \itindex{polling} \textit{polling}.
2753 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2754 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2755 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2756 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2757 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2758 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2759 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2761 \itindbeg{file~lease}
2763 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2764 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2765 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2766 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2767 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2769 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2770 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2771 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2772 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2773 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2774 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2775 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2776 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2777 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2778 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2780 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2781 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2782 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2783 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2784 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2785 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2787 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2788 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2789 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2790 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2791 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2792 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2793 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2794 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2799 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2801 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2804 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2805 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2806 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2809 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2810 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2811 \const{F\_GETLEASE}.}
2812 \label{tab:file_lease_fctnl}
2815 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2816 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2817 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2818 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2819 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2820 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2822 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2823 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2824 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2825 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2826 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2827 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2828 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2829 \textit{lease} su qualunque file.
2831 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2832 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2833 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2834 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2835 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2836 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2837 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2838 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2839 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2840 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2841 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2842 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2843 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2844 operazioni di lettura e scrittura.
2846 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2847 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2848 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2849 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2850 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2851 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2852 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2853 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2854 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2855 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2858 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2859 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2860 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2861 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2862 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2863 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2864 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2865 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2866 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2868 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2869 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2870 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2871 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2872 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2873 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2874 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2875 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2876 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2880 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2881 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2882 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2883 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2884 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2885 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2886 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2887 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2888 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2889 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2890 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2891 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2892 \struct{siginfo\_t}.
2894 \itindend{file~lease}
2899 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2901 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2904 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2905 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2906 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2907 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2908 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2909 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2910 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2911 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2912 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2914 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2915 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2916 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2917 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2918 directory (con \func{rename}).\\
2919 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2920 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2922 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2926 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2927 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2928 \label{tab:file_notify}
2931 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2932 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2933 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2934 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2935 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2936 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2937 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2939 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2940 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2941 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2942 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2943 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2944 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2945 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2946 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2947 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2948 specificare un valore nullo.
2952 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2953 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2954 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2955 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2956 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2957 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2958 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2960 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2961 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2962 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2963 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2964 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2965 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2966 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2967 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2968 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2972 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2973 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2974 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2975 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2976 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2977 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2978 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2979 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2980 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2982 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2983 {int inotify\_init(void)}
2985 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2987 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2988 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2990 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2991 \textit{inotify} consentite all'utente.
2992 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2994 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
3000 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
3001 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
3002 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
3003 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
3004 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
3005 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3006 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
3007 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
3008 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
3009 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
3010 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
3011 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
3012 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
3013 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
3014 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
3016 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
3017 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
3018 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
3019 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
3020 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
3021 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
3022 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
3023 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
3024 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
3025 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
3026 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
3027 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
3028 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
3030 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
3031 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
3032 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
3033 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
3034 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
3035 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
3036 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
3037 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3038 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
3040 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
3042 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
3043 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3045 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
3046 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
3047 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
3048 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
3049 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
3051 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
3054 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
3055 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
3056 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
3057 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
3058 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
3059 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
3060 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
3061 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
3062 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
3063 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
3064 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
3065 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3066 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
3067 un solo file descriptor.
3069 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
3070 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
3071 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
3072 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
3073 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
3074 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
3075 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
3076 flag della prima parte.
3081 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
3083 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
3086 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
3088 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
3089 dell'\itindex{inode} \textit{inode}
3090 (o sugli attributi estesi, vedi
3091 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
3092 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3094 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3096 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
3097 directory in una directory sotto
3099 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3100 directory in una directory sotto
3102 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3103 directory) sotto osservazione.\\
3104 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3105 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3106 directory) sotto osservazione.\\
3107 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3108 directory sotto osservazione.\\
3109 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3110 directory sotto osservazione.\\
3111 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3113 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3114 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3115 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3116 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3117 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3118 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3119 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3123 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3124 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3125 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3126 \label{tab:inotify_event_watch}
3129 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3130 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3131 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3132 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3133 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3134 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3135 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3136 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3137 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3142 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3144 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3147 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3149 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3150 nell'argomento \param{mask}, invece di
3152 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3153 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3155 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3156 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3157 quelli per i file che contiene.\\
3160 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3161 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3162 modalità di osservazione.}
3163 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3166 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3167 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3168 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3169 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3170 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3172 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3173 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3174 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3175 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3176 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3177 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3178 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3179 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3180 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3182 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3183 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3184 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3185 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3186 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3187 sarà più notificato.
3189 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3190 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3191 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3192 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3193 la eventuale rimozione dello stesso.
3195 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3196 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3198 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3199 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3201 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3203 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3204 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3206 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3208 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3209 non è associato ad una coda di notifica.
3214 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3215 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3216 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3217 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3218 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3219 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3220 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3221 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3222 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3223 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3224 \func{inotify\_rm\_watch}.
3226 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3227 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3228 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3229 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3230 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3231 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3232 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3233 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3235 \begin{figure}[!htb]
3236 \footnotesize \centering
3237 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3238 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3241 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3242 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3243 \label{fig:inotify_event}
3246 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3247 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3248 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3249 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3250 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3251 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3252 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3253 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3254 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3255 il numero di file che sono cambiati.
3257 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3258 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3259 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3260 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3261 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3262 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3263 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3264 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3265 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3266 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3267 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3272 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3274 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3277 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3278 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3279 che in maniera implicita per la rimozione
3280 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3281 filesystem su cui questo si trova.\\
3282 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3283 (consente così di distinguere, quando si pone
3284 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3285 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3287 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3288 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3289 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3290 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3291 osservazione è stato smontato.\\
3294 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3295 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3296 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3299 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3300 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3301 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3302 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3303 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3304 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3306 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3307 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3308 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3309 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3310 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3312 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3313 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3314 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3315 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3316 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3317 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3318 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3319 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3320 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3321 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3322 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3323 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3325 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3326 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3327 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3328 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3329 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3330 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3332 \begin{figure}[!htbp]
3333 \footnotesize \centering
3334 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3335 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3338 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3339 \label{fig:inotify_monitor_example}
3342 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3343 programma inizia controllando (\texttt{\small 11-15}) che sia rimasto almeno
3344 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3345 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3346 passa (\texttt{\small 16-20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3347 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3350 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21-30}) alla coda di
3351 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3352 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3353 (\texttt{\small 22-29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3354 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3355 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3356 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3357 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3358 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3359 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3361 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3362 (\texttt{\small 32-56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3363 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3364 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3365 si saranno verificati eventi.
3367 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3368 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3369 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3370 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3371 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3372 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3373 errore di lettura (\texttt{\small 35-40}) il programma esce con un messaggio
3374 di errore (\texttt{\small 37-39}), a meno che non si tratti di una
3375 interruzione della \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si
3378 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3379 43-52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3380 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3381 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3382 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3383 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3384 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3385 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3386 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3387 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3388 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3389 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3391 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3392 si stampa (\texttt{\small 47-49}); si noti come in questo caso si sia
3393 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3394 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3395 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3396 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3397 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3398 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3399 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3400 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3401 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3402 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3403 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3404 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3406 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3407 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3410 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ \textbf{./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/}
3412 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3415 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3420 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3421 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3422 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3423 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3424 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3425 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3426 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3427 tale evenienza non si verificherà mai.
3429 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3430 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3431 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3432 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3433 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3434 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3435 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3436 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3437 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3438 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3439 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3440 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3441 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3442 chiamata di \func{read}.
3444 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3445 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3446 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3447 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3448 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3449 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3450 raggruppati in un solo evento.
3454 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3455 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3458 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3459 \label{sec:file_asyncronous_io}
3461 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3462 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3465 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3466 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3467 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3468 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3469 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3470 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3471 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3473 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3474 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3475 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente),
3476 essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor
3477 per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.
3478 Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono
3479 vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3480 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3483 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3484 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3485 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3486 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3487 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3488 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3489 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3492 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3493 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3494 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3495 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3496 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3497 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3498 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3500 \begin{figure}[!htb]
3501 \footnotesize \centering
3502 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3503 \includestruct{listati/aiocb.h}
3506 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3508 \label{fig:file_aiocb}
3511 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3512 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3513 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3514 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3515 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3516 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3517 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3518 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3519 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3520 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3521 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3522 del blocco di dati da trasferire.
3524 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3525 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3526 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3527 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3528 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3529 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3530 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3531 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3532 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3533 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3534 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3536 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3537 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3538 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3539 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3540 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3542 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3543 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3544 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3545 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3549 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3550 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3552 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3553 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3556 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3557 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3559 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3560 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3561 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3562 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3563 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3568 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3569 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3570 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3571 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3572 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3573 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3574 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3575 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3578 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3579 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3580 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3581 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3582 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3583 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3584 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3585 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3586 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3588 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3589 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3590 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3591 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3592 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3593 errore; il suo prototipo è:
3594 \begin{prototype}{aio.h}
3595 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3597 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3600 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3601 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3605 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3606 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3607 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3608 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3609 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3610 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3611 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3612 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3613 \func{write} e \func{fsync}.
3615 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3616 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3617 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3618 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3620 \begin{prototype}{aio.h}
3621 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3623 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3626 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3630 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3631 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3632 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3633 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3634 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3636 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3637 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3638 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare
3639 sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di
3640 I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3643 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3644 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3645 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3646 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3648 \begin{prototype}{aio.h}
3649 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3651 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3653 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3654 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3655 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3658 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3659 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3660 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3661 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3662 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3663 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3664 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3665 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3667 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3668 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3669 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3670 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3671 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3673 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3674 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3675 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3676 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3678 \begin{prototype}{aio.h}
3679 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3681 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3684 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3685 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3686 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3690 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3691 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3692 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3693 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3694 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3695 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3696 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3697 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3698 \headfile{aio.h}) sono tre:
3699 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3700 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3701 cancellazione sono state già completate,
3703 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3706 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3707 corso e non sono state cancellate.
3710 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3711 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3712 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3713 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3714 del loro avvenuto completamento.
3716 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3717 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3718 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3719 specifica operazione; il suo prototipo è:
3720 \begin{prototype}{aio.h}
3721 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3724 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3725 operazioni specificate da \param{list}.
3727 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3728 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3731 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3733 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3734 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3739 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3740 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3741 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3742 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3743 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3744 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3745 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3746 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3747 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3749 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3750 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3751 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3752 \begin{prototype}{aio.h}
3753 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3756 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3757 secondo la modalità \param{mode}.
3759 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3760 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3762 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3764 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3765 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3766 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3767 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3768 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3773 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3774 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3775 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3776 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3777 che può prendere i valori:
3778 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3779 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3780 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3781 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3783 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3784 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3785 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3786 quelle non completate.
3788 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3789 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3790 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3791 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3792 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3793 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3794 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3797 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3798 \label{sec:file_advanced_io}
3800 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3801 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3802 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3803 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3804 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3805 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3809 \subsection{File mappati in memoria}
3810 \label{sec:file_memory_map}
3812 \itindbeg{memory~mapping}
3813 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3814 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3815 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3816 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3817 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3818 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3822 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3823 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3824 mappatura in memoria di un file.}
3825 \label{fig:file_mmap_layout}
3828 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3829 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3830 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3831 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3832 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3833 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3834 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3835 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3836 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3837 \textsl{memoria mappata su file}.
3839 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3840 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3841 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3842 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3843 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3844 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3847 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3848 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3849 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3850 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3851 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3852 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3855 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3856 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3857 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3858 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3859 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3861 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3862 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3863 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3868 \headdecl{sys/mman.h}
3870 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3873 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3875 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3876 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3877 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3879 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3880 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3881 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3882 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3883 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3884 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3885 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3886 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3887 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3888 dimensione delle pagine).
3889 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3890 \param{fd} è aperto in scrittura.
3891 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3892 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3893 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3894 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3895 numero di mappature possibili.
3896 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3898 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3899 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3900 l'opzione \texttt{noexec}.
3901 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3902 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3907 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3908 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3909 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3910 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3915 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3917 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3920 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3921 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3922 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3923 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3926 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3927 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3928 \label{tab:file_mmap_prot}
3931 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3932 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3933 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3934 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3935 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3936 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3937 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3938 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3939 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3940 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3941 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3942 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3944 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3945 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3946 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3947 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3948 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3949 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3954 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3956 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3959 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3960 da \param{start}, se questo non può essere usato
3961 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3962 valore di \param{start} deve essere allineato
3963 alle dimensioni di una pagina.\\
3964 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3965 riportati sul file e saranno immediatamente
3966 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3967 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3968 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3969 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3970 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3971 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3972 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3973 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3974 privata cui solo il processo chiamante ha
3975 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3976 il meccanismo del \textit{copy on
3977 write} \itindex{copy~on~write} e
3978 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3979 specificato se i cambiamenti sul file originale
3980 vengano riportati sulla regione
3981 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3982 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3983 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3984 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3985 scrittura sul file dovevano fallire con
3986 \errcode{ETXTBSY}).\\
3987 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3988 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3989 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3990 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3992 modifiche fatte alla regione mappata, in
3993 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3994 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3995 un \signal{SIGSEGV}.\\
3996 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3998 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3999 Indica che la mappatura deve essere effettuata
4000 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
4001 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
4002 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
4003 ignorati.\footnotemark\\
4004 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
4005 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
4006 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
4007 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
4008 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
4009 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
4010 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
4011 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
4012 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
4013 necessarie alla mappatura.\\
4014 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
4015 non causa I/O.\footnotemark\\
4016 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
4017 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
4019 % \const{MAP\_HUGETLB}& da trattare.\\
4020 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
4021 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
4025 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
4026 \label{tab:file_mmap_flag}
4029 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
4032 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
4033 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
4034 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
4035 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
4037 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
4038 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
4039 parleremo più avanti.}
4041 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
4042 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
4043 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
4044 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
4045 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
4046 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
4047 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
4050 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
4051 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
4052 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
4053 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
4054 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
4055 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
4056 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
4057 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
4059 \begin{figure}[!htb]
4061 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
4062 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
4063 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
4064 \label{fig:file_mmap_boundary}
4067 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
4068 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
4069 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
4070 bordo della pagina successiva.
4072 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
4073 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
4074 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
4075 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
4076 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
4079 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
4080 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
4081 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
4082 quella della mappatura in memoria.
4084 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
4085 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
4086 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
4087 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
4088 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
4090 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
4091 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
4092 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
4093 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
4094 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
4095 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
4096 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
4097 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
4098 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
4099 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
4103 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4104 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4105 alla lunghezza richiesta.}
4106 \label{fig:file_mmap_exceed}
4109 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4110 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4111 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4112 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4113 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4114 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4115 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4116 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4119 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4120 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4121 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4122 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4123 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4124 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4125 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4126 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4127 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4129 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4130 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
4131 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
4132 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
4133 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
4134 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
4135 sistema della memoria virtuale.
4137 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
4138 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4139 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4140 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4141 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4143 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4144 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4145 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4146 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4147 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4148 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4151 \headdecl{sys/mman.h}
4153 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4155 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4157 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4158 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4160 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4161 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4163 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4164 precedentemente mappata.
4169 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4170 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4171 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4172 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4173 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4174 del file aggiornato.
4180 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4182 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4185 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4186 quando questa è stata completata.\\
4187 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4188 non attendendo che questa sia finita.\\
4189 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4190 in memoria così da rendere necessaria una
4191 rilettura immediata delle stesse.\\
4194 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4195 \label{tab:file_mmap_msync}
4198 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4199 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4200 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4201 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4202 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4203 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4204 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4205 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4206 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4208 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4209 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4212 \headdecl{sys/mman.h}
4214 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4216 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4218 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4219 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4221 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4222 precedentemente mappata.
4227 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4228 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4229 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4230 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4231 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4232 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4233 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4234 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4235 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4237 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4238 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4239 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4240 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4241 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4243 % \headdecl{unistd.h}
4244 \headdecl{sys/mman.h}
4246 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4248 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4251 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4252 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4254 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4255 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4256 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4257 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4258 ha solo accesso in lettura.
4259 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4260 % necessarie all'interno del kernel.
4261 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4264 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4269 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4270 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4271 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4272 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4273 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4274 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4276 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4277 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4278 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4279 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4282 \headdecl{sys/mman.h}
4284 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4285 new\_size, unsigned long flags)}
4287 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4289 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4290 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4291 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4294 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4296 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4297 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4298 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4299 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4300 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4301 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4302 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4308 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4309 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4310 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4311 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4312 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4313 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4314 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4315 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4316 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4317 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4318 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4319 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4321 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4322 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4323 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4324 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4325 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4326 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4327 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4329 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4330 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4331 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4332 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4333 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4334 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4336 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4337 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4338 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4339 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4340 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4341 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4342 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4343 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4344 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4345 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4346 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4348 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4349 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4350 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4351 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4352 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4353 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4354 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4355 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4356 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4357 \textit{memory mapping}.
4359 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4360 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4361 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4362 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4363 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4364 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4365 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4366 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4368 \headdecl{sys/mman.h}
4370 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4371 ssize\_t pgoff, int flags)}
4373 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4375 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4376 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4378 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4379 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4380 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4385 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4386 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4387 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4388 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4389 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4390 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4393 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4394 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4395 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4396 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4397 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4398 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4399 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4400 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4402 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4403 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4404 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4405 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4406 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4407 \textit{memory mapping}.
4409 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4410 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4411 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4412 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4413 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4414 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4415 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4416 interessate dal \textit{memory mapping}.
4418 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4419 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4420 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4421 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4422 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4423 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4424 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4425 \const{MAP\_POPULATE}.
4427 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4428 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4429 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4430 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4431 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4432 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4433 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4435 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4436 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4437 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4438 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4439 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4440 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4442 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4443 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4444 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4445 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4446 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4447 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4449 \headdecl{sys/mman.h}
4451 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4453 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4455 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4456 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4458 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4459 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4460 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4461 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4462 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4463 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4464 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4465 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4466 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4467 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4470 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4474 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4475 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4476 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4477 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4478 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4479 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4480 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4481 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4482 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4483 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4484 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4485 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4490 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4492 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4495 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4496 di default usato quando non si è chiamato
4498 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4499 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4500 anticipata con il meccanismo del
4501 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4502 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4503 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4504 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4505 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4506 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4507 scartare immediatamente le pagine una volta che
4508 queste siano state lette.\\
4509 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4510 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4511 deve essere incentivata.\\
4512 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4513 futuro, pertanto le pagine possono essere
4514 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4515 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4516 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4517 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4519 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4520 relativo supporto sottostante; è supportato
4521 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4522 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4523 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4524 ereditato dal processo figlio dopo una
4525 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4526 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4527 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4528 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4529 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4530 causare problemi per l'hardware che esegue
4531 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4532 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4533 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4534 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4535 principalmente ad uso dei sistemi di
4536 virtualizzazione).\footnotemark\\
4539 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4540 \label{tab:madvise_advice_values}
4543 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4546 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4547 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4548 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4549 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4550 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4551 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4552 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4553 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4554 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4555 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4557 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4558 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4559 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4560 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4561 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4562 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4563 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4564 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4565 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4567 \itindend{memory~mapping}
4570 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4571 \label{sec:file_multiple_io}
4573 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4574 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4575 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4576 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4577 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4578 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4579 contare sulla atomicità delle operazioni.
4581 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4582 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4583 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4584 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4585 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4586 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4587 relativi prototipi sono:
4589 \headdecl{sys/uio.h}
4591 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4592 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4594 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4596 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4597 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4598 assumerà uno dei valori:
4600 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4601 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4602 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4603 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4604 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4605 non ci sono dati in lettura.
4606 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4608 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4609 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4610 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4611 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4614 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4615 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4616 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4617 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4618 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4620 \begin{figure}[!htb]
4621 \footnotesize \centering
4622 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4623 \includestruct{listati/iovec.h}
4626 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4628 \label{fig:file_iovec}
4631 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4632 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4633 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4634 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4635 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4636 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4637 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4638 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4639 specificati nel vettore \param{vector}.
4641 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4642 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4643 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4644 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4645 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4646 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4647 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4648 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4650 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4651 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4652 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4653 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4654 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4655 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4656 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4658 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4659 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4660 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4661 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4662 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4663 corrispondenti a quanto aspettato.
4665 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4666 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4667 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4668 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4669 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4670 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4671 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4672 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4673 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4674 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4675 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4676 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4677 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4679 \headdecl{sys/uio.h}
4681 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4683 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4686 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4689 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4690 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4691 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4692 per \var{errno} anche i valori:
4694 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4695 usato come \type{off\_t}.
4696 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4701 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4702 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4703 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4704 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4705 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4706 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4708 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4709 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4710 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4711 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4712 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4713 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4717 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4719 \label{sec:file_sendfile_splice}
4721 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4722 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4723 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4724 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4726 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4727 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4728 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4729 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4730 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4731 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4732 questo tipo di situazioni.
4734 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4735 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4736 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4737 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4738 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4739 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4740 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4741 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4742 di \funcd{sendfile} è:
4744 \headdecl{sys/sendfile.h}
4746 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4749 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4751 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4752 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4755 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4756 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4757 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4758 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4760 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4761 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4764 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4768 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4769 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4770 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4771 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4772 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4775 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4776 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4777 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4778 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4779 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4780 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4781 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4782 letti da \param{in\_fd}.
4784 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4785 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4786 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4787 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4788 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4789 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4790 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4791 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4792 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4793 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4794 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4795 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4796 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4797 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4798 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4800 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4801 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4802 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4803 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4804 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4805 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4806 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4807 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4808 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4809 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4810 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4811 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4812 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4813 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4814 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4815 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4817 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4818 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4819 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4820 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4821 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4822 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4823 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4825 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4826 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4827 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4828 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4829 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4830 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4831 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4832 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4833 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4834 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4835 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4836 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4837 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4838 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4839 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4840 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4841 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4842 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4843 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4845 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4846 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4847 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4848 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4849 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4850 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4851 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4852 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4853 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4854 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4855 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4856 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4857 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4858 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4859 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4860 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4863 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4864 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4865 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4866 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4867 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4868 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4869 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4870 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4871 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4872 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4873 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4878 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4879 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4881 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4883 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4884 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4887 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4888 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4889 aperti in lettura o scrittura.
4890 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4891 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4892 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4893 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4895 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4897 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4898 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4903 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4904 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4905 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4906 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4907 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4908 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4909 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4910 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4912 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4913 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4914 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4915 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4916 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4917 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4918 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4919 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4920 il suddetto file in modalità non bloccante).
4922 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4923 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4924 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4925 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4926 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4927 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4928 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4929 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4930 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4931 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4932 specificato come valore non nullo.
4934 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4935 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4936 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4937 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4938 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4939 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4940 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4945 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4947 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4950 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4951 di memoria contenenti i dati invece di
4952 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4954 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4955 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4956 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4957 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4958 questo significa che la funzione potrà
4959 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4960 file descriptor (a meno che anch'essi non
4961 siano stati aperti in modalità non
4963 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4964 ulteriori dati in una \func{splice}
4965 successiva, questo è un suggerimento utile
4966 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4967 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4968 solo da \func{splice}, potrà essere
4969 implementato in futuro anche per
4970 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4971 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4972 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4973 se impostato una seguente \func{splice} che
4974 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4975 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4976 essere copiate; per usare questa opzione i
4977 dati dovranno essere opportunamente allineati
4978 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4979 memoria. Viene usato soltanto da
4983 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4984 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4986 \label{tab:splice_flag}
4989 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4990 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4991 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4992 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4993 saranno comunque copiate.}
4995 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4996 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4997 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4998 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4999 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
5001 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
5002 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
5005 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
5006 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
5007 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
5008 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
5009 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
5010 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
5011 fig.~\ref{fig:splice_example}.
5013 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
5014 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
5015 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
5016 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
5017 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
5021 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
5022 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
5023 \label{fig:splicecp_data_flux}
5026 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
5027 (\texttt{\small 13-16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
5028 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
5029 (\texttt{\small 18-22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23-27}) ed
5030 infine (\texttt{\small 28-31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
5032 \begin{figure}[!htbp]
5033 \footnotesize \centering
5034 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5035 \includecodesample{listati/splicecp.c}
5038 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
5040 \label{fig:splice_example}
5043 Il ciclo principale (\texttt{\small 33-58}) inizia con la lettura dal file
5044 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34-35}), in questo
5045 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
5046 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
5047 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
5048 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
5049 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
5050 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
5052 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
5053 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
5054 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
5055 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
5056 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
5057 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
5058 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
5059 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37-44}) c'è stato un
5060 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
5061 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
5062 (\texttt{\small 41-43}).
5064 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
5065 (\texttt{\small 45-57}); questo inizia (\texttt{\small 46-47}) con la
5066 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
5067 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
5068 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
5069 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
5070 del file di destinazione.
5072 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
5073 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
5074 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
5075 (\texttt{\small 48-55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
5076 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
5077 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
5078 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
5079 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
5080 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
5081 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
5082 presenti sul buffer.
5084 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
5085 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
5086 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
5087 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
5088 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
5090 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
5091 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
5092 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
5093 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
5094 genere di migliorare le prestazioni.
5096 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
5097 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
5098 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
5099 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
5100 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5101 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5103 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5104 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5105 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5109 \headdecl{sys/uio.h}
5111 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
5112 nr\_segs, unsigned int flags)}
5114 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
5116 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5117 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5120 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5121 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5122 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5123 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5124 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5130 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5131 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5132 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5133 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5134 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5135 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5136 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5137 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5138 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5139 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5140 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5141 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5143 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5144 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5145 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5146 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5147 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5148 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5149 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5150 eseguire una copia dei dati che contengono.
5152 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5153 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5154 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5155 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5156 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5157 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5161 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5164 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5166 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5167 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5170 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5171 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5172 stessa \textit{pipe}.
5173 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5179 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5180 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5181 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5182 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5183 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5184 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5185 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5186 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5187 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5188 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5189 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5190 funzione non bloccante.
5192 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5193 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5194 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5195 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5196 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5197 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5198 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5199 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5200 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5201 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5202 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5203 allegati alla guida.
5205 \begin{figure}[!htbp]
5206 \footnotesize \centering
5207 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5208 \includecodesample{listati/tee.c}
5211 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5212 standard input sullo standard output e su un file.}
5213 \label{fig:tee_example}
5216 La prima parte del programma (\texttt{\small 10-35}) si cura semplicemente di
5217 controllare (\texttt{\small 11-14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5218 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15-19}) e che sia lo
5219 standard input (\texttt{\small 20-27}) che lo standard output (\texttt{\small
5220 28-35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5222 Il ciclo principale (\texttt{\small 37-58}) inizia con la chiamata a
5223 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5224 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5225 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5226 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5227 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5228 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5229 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42-44}) o si stampa un messaggio
5230 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44-47}).
5232 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5233 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5234 scrittura (\texttt{\small 50-58}) in cui si ripete una chiamata a
5235 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5236 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5237 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5238 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5240 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5241 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5242 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5243 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5244 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5245 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5246 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5247 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5248 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5249 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5250 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5251 copiati i puntatori.
5253 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5256 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5257 \label{sec:file_fadvise}
5259 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5260 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5261 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5262 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5263 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5264 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5266 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5267 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5268 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5269 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5270 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5271 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5272 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5275 \itindbeg{read-ahead}
5277 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5278 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5279 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5280 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5281 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5282 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5283 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5287 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5289 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5291 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5292 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5294 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5295 valido o non è aperto in lettura.
5296 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5297 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5302 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5303 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5304 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5305 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5306 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5307 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5308 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5310 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5311 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5312 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5313 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5314 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5315 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5316 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5317 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5318 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5320 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5321 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5322 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5323 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5324 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5325 nelle operazioni successive.
5327 \itindend{read-ahead}
5329 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5330 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5331 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5332 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5333 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5334 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5335 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5336 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5337 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5338 valore di almeno 600, è:
5342 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5344 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5346 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5347 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5349 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5351 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5352 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5353 (come una pipe o un socket).
5354 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5355 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5360 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5361 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5362 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5363 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5364 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5365 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5366 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5367 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5368 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5369 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5370 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5371 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5372 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5373 che utilizza semplicemente l'informazione.
5378 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5380 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5383 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5384 riguardo le modalità di accesso, il
5385 comportamento sarà identico a quello che si
5386 avrebbe senza nessun avviso.\\
5387 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5388 accedere ai dati specificati in maniera
5389 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5391 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5392 completamente causale.\\
5393 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5394 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5395 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5398 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5399 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5401 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5404 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5405 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5406 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5407 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5408 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5409 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5410 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5411 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5412 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5413 riportarsi al comportamento di default.
5415 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5416 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5417 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5418 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5419 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5420 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5421 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5422 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5423 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5425 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5426 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5427 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5428 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5429 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5430 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5431 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5432 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5434 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5435 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5436 specifica per le operazioni di scrittura,
5437 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5438 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5439 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5440 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5445 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5447 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5449 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5450 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5451 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5453 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5454 valido o non è aperto in scrittura.
5455 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5457 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5458 la dimensione massima consentita per un file.
5459 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5461 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5463 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5468 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5469 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5470 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5471 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5472 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5473 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5474 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5475 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5477 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5478 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5479 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5480 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5481 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5482 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5483 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5484 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5485 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5486 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5487 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5488 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5489 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5491 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5492 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5493 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5494 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5495 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5496 diventa effettivamente disponibile.
5498 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5499 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5500 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5501 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5502 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5503 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5504 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5505 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5506 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5507 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5509 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5510 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5511 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5512 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5513 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5514 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5515 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5517 \headdecl{linux/fcntl.h}
5519 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5521 Prealloca dello spazio disco per un file.
5523 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5524 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5526 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5527 valido aperto in scrittura.
5528 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5529 dimensioni massime di un file.
5530 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5531 minore o uguale a zero.
5532 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5534 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5535 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5536 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5537 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5538 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5540 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5544 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5545 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5546 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5547 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5548 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5549 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5550 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5551 dimensione corrente.
5553 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5554 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5555 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5556 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5559 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5560 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5562 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5563 % http://lwn.net/Articles/432757/
5566 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5567 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5568 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5569 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5570 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5571 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5572 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5573 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5574 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5575 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5576 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5577 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5578 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5579 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5580 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5581 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5582 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5583 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5584 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5585 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5586 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5587 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5588 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5589 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5590 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5591 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5592 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5593 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5594 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5595 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5596 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5597 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5598 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5599 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5600 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5601 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5602 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5603 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5604 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5605 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5606 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5607 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5608 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5609 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5610 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5611 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5612 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5613 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5614 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5615 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5616 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5617 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5618 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5619 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5620 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5623 %%% Local Variables:
5625 %%% TeX-master: "gapil"
5627 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5628 % LocalWords: message kill received means exit