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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \index{file!locking|(}
29 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
30 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
31 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
32 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
33 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
34 in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
95 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
96 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due
97 interfacce,\footnote{in realtà con Linux questo avviene solo dalla serie 2.0
98 dei kernel.} che pertanto possono coesistere senza interferenze.
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 sleep. Una volta finite
106 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco. La situazione
107 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
108 sono riportati, per le varie tipologie di blocco presenti su un file, il
109 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
110 menzionate, nel successo della richiesta.
115 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
117 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
119 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
122 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
123 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
126 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
127 \label{tab:file_file_lock}
130 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
131 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
132 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
133 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
134 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
135 un \textit{write lock}).
138 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
139 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
140 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
143 \subsection{La funzione \func{flock}}
144 \label{sec:file_flock}
146 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
147 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per
148 richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo
150 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
152 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
154 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
155 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
157 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
158 specificato \const{LOCK\_NB}.
163 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
164 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
165 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
166 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
167 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
172 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
174 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
177 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
178 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
179 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
180 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
181 richiesta di un \textit{file lock}.\\
184 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
185 \label{tab:file_flock_operation}
188 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
189 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
190 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
191 bloccherà qualora il \textit{file lock} non possa essere acquisito, ma
192 ritornerà subito con un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un
193 \textit{file lock} si dovrà invece usare \const{LOCK\_UN}.
195 Si tenga presente che non esite una modalità per eseguire atomicamente un
196 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
197 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
198 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
199 facendo fallire la riacquisizione.
201 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
202 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
203 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
204 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
205 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
208 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
209 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
210 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
211 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
212 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
213 per entrambe le interfacce.
215 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
216 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
217 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
218 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
219 agisce sempre su un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
220 \textit{file lock} sono mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in
221 particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
222 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list}
223 \textit{linked list} di strutture \struct{file\_lock}. La lista è
224 referenziata dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock}
225 della struttura \struct{inode} (per le definizioni esatte si faccia
226 riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
227 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
228 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).} dato che questo è l'unico
229 riferimento in comune che possono avere due processi diversi che aprono lo
234 \includegraphics[width=15cm]{img/file_flock}
235 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
236 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
237 \label{fig:file_flock_struct}
240 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
241 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
242 un nuovo elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.}
243 Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la semantica della funzione
244 prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un
245 \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori riferimenti allo
246 stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema di
247 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file lock}
248 un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di
249 \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati
250 con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file
251 table} da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare.
253 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
254 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
255 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
256 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
257 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
258 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
259 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
260 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
261 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
263 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
264 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
265 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
266 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
267 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
268 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
269 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
270 processo figlio; inoltre una volta tolto un \textit{file lock}, la rimozione
271 avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
272 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
273 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
275 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
276 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
277 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
278 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
279 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
280 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
281 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
282 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
283 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
284 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
287 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
288 \label{sec:file_posix_lock}
290 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
291 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
292 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
293 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
294 essa viene usata solo secondo il seguente prototipo:
295 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
297 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
299 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
300 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
302 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
303 \textit{file lock} da parte di altri processi.
304 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
305 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
306 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
307 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
308 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
309 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
310 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
311 riconosca sempre questa situazione.
312 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
313 di poter acquisire un \textit{file lock}.
315 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
319 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
320 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
321 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
322 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
323 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
324 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
325 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
326 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
327 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
328 con un'altra regione bloccata.
331 \footnotesize \centering
332 \begin{minipage}[c]{15cm}
333 \includestruct{listati/flock.h}
336 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
337 \textit{file locking}.}
338 \label{fig:struct_flock}
342 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
343 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
344 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
345 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
346 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
347 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
348 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
349 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
351 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
352 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
353 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
354 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
355 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
356 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
357 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
362 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
364 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
367 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
368 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
369 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
372 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
373 \label{tab:file_flock_type}
376 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
377 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
378 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
379 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
380 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
381 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
382 \const{F\_GETLK}, e riporta il \acr{pid} del processo che detiene il
385 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
386 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
387 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
388 l'azione da compiere; i valori relativi al \textit{file locking} sono tre:
389 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
390 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
391 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
392 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
393 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
394 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
395 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
396 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
397 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel
398 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
399 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
400 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
401 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
402 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
403 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
404 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
405 con un errore di \errcode{EINTR}.
408 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
409 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
410 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
411 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
412 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
413 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
414 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
415 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
416 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
417 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
418 per indicare quale è la regione bloccata.
420 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
421 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
422 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
423 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
424 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
425 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
426 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
427 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
428 stato effettivamente acquisito.
431 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
432 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
433 \label{fig:file_flock_dead}
436 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
437 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
438 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
439 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
440 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
441 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
442 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
443 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
444 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
445 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
446 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
447 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
448 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
451 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
452 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
453 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
454 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
455 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
456 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
457 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
458 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
459 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
460 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
461 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
462 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
463 usato.} il blocco è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
464 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
465 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
466 \acr{pid} del processo.
469 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
470 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
471 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
472 \label{fig:file_posix_lock}
475 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
476 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
477 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
478 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
479 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
480 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
481 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
482 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
484 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
485 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
486 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
487 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
488 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
489 figlio avrà un \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una
490 \func{exec} in quanto il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al
491 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
492 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
494 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
495 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
496 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
497 un blocco, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da
498 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
499 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
500 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
501 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
502 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
504 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
505 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
506 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
507 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
508 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
509 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
510 avranno sempre successo.
512 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
513 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
514 cioè si richiede più volte lo stesso \textit{file lock}, o più blocchi sulla
515 stessa sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola
516 richiesta di rilascio per cancellare il blocco.} la cosa non ha alcun
517 effetto; la funzione ritorna con successo, senza che il kernel debba
518 modificare la lista dei \textit{file lock}. In questo caso invece si possono
519 avere una serie di situazioni diverse: ad esempio è possibile rimuovere con
520 una sola chiamata più \textit{file lock} distinti (indicando in una regione
521 che si sovrapponga completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo
522 una parte di un blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella
523 di un altro blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri
524 \textit{file lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si
525 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
526 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
527 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
528 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
529 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
530 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
533 \footnotesize \centering
534 \begin{minipage}[c]{15cm}
535 \includecodesample{listati/Flock.c}
538 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
539 \label{fig:file_flock_code}
542 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
543 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
544 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
545 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
546 allegato nella directory dei sorgenti).
548 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
549 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
550 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
551 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
552 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
553 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
554 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
555 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
556 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
557 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
558 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
559 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
562 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
563 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
564 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
565 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
566 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
567 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
568 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
569 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
572 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
573 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
574 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
575 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
576 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
577 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
578 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
579 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
580 esegue (\texttt{\small 41}).
582 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
583 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
584 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
585 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
586 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
587 tutti i blocchi vengono rilasciati.
589 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
590 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
591 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
594 \begin{minipage}[c]{12cm}
596 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
599 \end{minipage}\vspace{1mm}
601 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
602 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
603 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
604 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
605 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
606 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
609 \begin{minipage}[c]{12cm}
611 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
612 Failed lock: Resource temporarily unavailable
614 \end{minipage}\vspace{1mm}
616 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
617 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
618 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
619 del file con il comando:
622 \begin{minipage}[c]{12cm}
624 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
625 Failed lock: Resource temporarily unavailable
627 \end{minipage}\vspace{1mm}
629 se invece blocchiamo una regione con:
632 \begin{minipage}[c]{12cm}
634 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
637 \end{minipage}\vspace{1mm}
639 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
640 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
641 regioni si sovrappongono avremo che:
644 \begin{minipage}[c]{12cm}
646 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
647 Failed lock: Resource temporarily unavailable
649 \end{minipage}\vspace{1mm}
651 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
655 \begin{minipage}[c]{12cm}
657 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
660 \end{minipage}\vspace{1mm}
662 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
663 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
666 \begin{minipage}[c]{12cm}
668 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
669 Failed lock: Resource temporarily unavailable
671 \end{minipage}\vspace{1mm}
673 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
675 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
676 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
677 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
681 \begin{minipage}[c]{12cm}
683 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
685 \end{minipage}\vspace{1mm}
687 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
688 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
689 essere acquisito otterremo:
692 \begin{minipage}[c]{12cm}
694 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
696 \end{minipage}\vspace{1mm}
698 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
699 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
700 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
701 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
704 \begin{minipage}[c]{12cm}
706 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
709 \end{minipage}\vspace{3mm}
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 \begin{minipage}[c]{12cm}
721 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
724 \end{minipage}\vspace{1mm}
726 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
727 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
728 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
729 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
733 \subsection{La funzione \func{lockf}}
734 \label{sec:file_lockf}
736 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
737 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
738 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
739 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
740 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
741 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
743 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
745 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
746 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
748 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
749 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
750 file è mappato in memoria.
751 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
752 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
753 dei \textit{file lock}.
755 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
759 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
760 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
761 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
766 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
768 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
771 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
772 mantenere un blocco condiviso sullo stesso file.\\
773 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
774 alla volta può mantenere un blocco esclusivo su un file.\\
775 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
776 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il blocco non è disponibile,
777 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
778 con un OR aritmetico dei valori.\\
781 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
782 \label{tab:file_lockf_type}
785 Qualora il blocco non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
786 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
787 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
788 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
789 affatto equivalente a \func{flock}).
793 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
794 \label{sec:file_mand_locking}
796 \itindbeg{mandatory~locking|(}
798 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
799 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
800 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
801 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
802 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
803 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
805 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
806 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
807 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
808 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
809 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
810 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
811 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
812 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
813 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
814 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
815 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
816 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
817 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
818 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
821 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
822 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
823 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
824 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
825 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
826 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
827 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
828 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
829 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
830 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
831 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
832 \func{mount} riportata in tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
833 \code{-o mand} per il comando omonimo).
835 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
836 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
837 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
838 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
841 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
842 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
843 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
844 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
845 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
846 direttamente il \textit{file locking}.
848 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
849 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
850 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
851 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
854 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
855 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
856 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
857 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
858 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
860 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
861 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
862 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
863 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
864 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
865 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
866 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
867 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
868 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
870 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
871 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
872 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso
873 infatti, quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si
874 ha un accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia
875 impossibile eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
876 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
877 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
878 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
879 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
880 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
881 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
882 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
883 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
884 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
885 possibilità di modificare il file.
887 \index{file!locking|)}
889 \itindend{mandatory~locking|(}
892 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
893 \label{sec:file_multiplexing}
896 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
897 su molti file usando le funzioni illustrate in
898 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
899 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
900 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
901 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
902 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
906 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
907 \label{sec:file_noblocking}
909 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
910 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
911 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
912 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
913 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
914 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
915 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
916 descrittore su cui si sta operando.
918 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
919 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
920 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
921 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
922 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
923 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
924 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
925 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
926 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
927 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
928 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
929 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
931 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
932 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
933 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
934 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
935 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
936 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
937 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
938 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
939 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
940 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
941 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
944 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
945 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
946 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
947 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
948 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
949 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
951 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
952 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
953 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
954 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
955 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
956 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
959 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
960 \label{sec:file_select}
962 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
963 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
964 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
965 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
966 \funcd{select}, il cui prototipo è:
968 \headdecl{sys/time.h}
969 \headdecl{sys/types.h}
971 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
972 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
974 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
977 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
978 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
979 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
981 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
983 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
984 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
985 o un valore non valido per \param{timeout}.
987 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
991 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
992 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
993 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
994 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
997 \itindbeg{file~descriptor~set}
999 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1000 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1001 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1002 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1003 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1004 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1005 opportune macro di preprocessore:
1007 \headdecl{sys/time.h}
1008 \headdecl{sys/types.h}
1010 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1011 Inizializza l'insieme (vuoto).
1013 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1014 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1016 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1017 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1019 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1020 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1023 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1024 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1025 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1026 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1027 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1028 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1029 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1030 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1032 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1033 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1034 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1035 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1036 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1038 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1039 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1040 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1041 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1042 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1043 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1044 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1045 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1046 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1047 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1048 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1049 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1050 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1052 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1053 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1054 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1055 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1056 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1057 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1058 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1059 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1060 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1061 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1064 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1065 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1066 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1067 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1068 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1069 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1071 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1072 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1073 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1074 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1075 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1076 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1077 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1078 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1079 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1082 \itindend{file~descriptor~set}
1084 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1085 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1086 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1087 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1088 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1089 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1090 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1091 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1093 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1094 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1095 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1096 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1097 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1098 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1099 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1100 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1101 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1102 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1103 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1105 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1106 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1107 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1108 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1109 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1110 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1111 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1113 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1114 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1115 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1116 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1117 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1118 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1120 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1121 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1122 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1123 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1124 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
1125 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1126 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1127 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
1128 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
1129 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1130 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1131 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1132 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1133 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1134 \begin{prototype}{sys/select.h}
1135 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1136 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1138 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1141 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1142 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1143 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1145 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1147 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1148 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1149 o un valore non valido per \param{timeout}.
1151 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1154 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1155 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1156 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1157 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
1158 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
1159 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
1160 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
1161 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
1162 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
1163 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1164 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1167 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1168 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1169 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1170 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
1171 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
1172 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
1173 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1174 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1175 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1176 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1178 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1179 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1180 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1181 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1182 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1183 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1184 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1185 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1186 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1188 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1189 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1190 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1191 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
1192 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
1193 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1194 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
1195 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
1196 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
1197 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
1198 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
1199 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
1200 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
1201 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
1202 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1203 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1204 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1205 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1206 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1209 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1210 \label{sec:file_poll}
1212 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1213 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1214 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1215 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1216 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1218 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1219 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1221 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1224 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1225 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1226 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1228 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1230 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1231 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1232 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1234 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1237 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1238 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1239 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1240 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1241 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1242 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1243 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1244 \textsl{non-bloccante}).
1246 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1247 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1248 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1249 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1250 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1251 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1252 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1253 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1254 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1255 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1256 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1257 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1259 \begin{figure}[!htb]
1260 \footnotesize \centering
1261 \begin{minipage}[c]{15cm}
1262 \includestruct{listati/pollfd.h}
1265 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1266 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1267 \label{fig:file_pollfd}
1270 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1271 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1272 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1273 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1274 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1275 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1276 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1281 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1283 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1286 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1287 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1288 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1289 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1292 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1293 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1294 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1296 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1297 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1298 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1299 socket.\footnotemark\\
1300 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1302 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1305 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1306 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1307 \label{tab:file_pollfd_flags}
1310 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1311 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1312 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1313 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1314 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1315 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1317 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1318 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1319 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1320 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1321 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1322 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1323 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1324 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1325 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1326 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1327 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1329 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1330 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1331 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1332 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1333 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1334 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1335 file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
1338 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1339 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1340 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1341 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1342 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1343 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1344 tramite \var{errno}.
1346 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1347 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1348 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1349 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1350 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1351 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1352 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1353 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1354 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1355 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1358 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1359 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1360 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1361 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1362 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1365 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1366 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1367 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1368 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1369 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1371 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1372 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1373 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1374 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1376 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1377 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1378 const sigset\_t *sigmask)}
1380 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1383 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1384 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1385 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1387 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1389 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1390 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1391 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1393 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1396 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1397 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1398 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1399 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1400 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1401 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1402 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1404 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1405 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1406 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1407 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1408 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1409 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1410 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1411 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1412 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1416 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1417 \label{sec:file_epoll}
1421 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1422 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1423 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1424 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1425 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1426 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1427 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1428 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1429 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1431 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1432 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1433 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1434 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1435 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1436 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1437 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1438 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1439 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1440 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1441 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1443 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1444 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1445 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1446 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1447 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1448 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1449 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1450 presentano attività.
1452 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1453 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1454 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1455 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1456 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1457 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1458 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1459 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1460 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1461 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1462 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1463 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1466 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1467 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1468 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1469 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1470 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1471 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1472 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
1473 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1474 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1476 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1477 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1478 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1479 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1480 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1481 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1482 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1483 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1484 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1485 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1486 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1488 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1489 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1490 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1491 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1492 file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}. Il
1493 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
1494 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
1495 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1496 {int epoll\_create(int size)}
1498 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1500 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1501 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1503 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1505 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1507 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1513 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
1514 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
1515 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
1516 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
1517 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
1518 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
1519 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1520 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
1521 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
1523 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1524 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1525 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1526 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1527 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1528 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1530 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1532 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1533 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1535 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1537 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1538 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1539 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1540 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1541 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1542 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1543 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1544 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1545 l'operazione richiesta.
1546 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1551 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1552 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1553 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1554 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1555 delle operazioni cui fanno riferimento.
1560 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1562 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1565 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1566 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1567 controllati tramite \param{epfd}, in
1568 \param{event} devono essere specificate le
1569 modalità di osservazione.\\
1570 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1571 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1573 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1574 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1577 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1578 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1579 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1582 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1583 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1584 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1585 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1586 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1587 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1589 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1590 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1591 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1592 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1593 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1594 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1595 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
1596 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL}.}
1598 \begin{figure}[!htb]
1599 \footnotesize \centering
1600 \begin{minipage}[c]{15cm}
1601 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1604 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1605 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1607 \label{fig:epoll_event}
1610 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1611 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1612 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1613 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1614 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1616 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1617 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1618 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1619 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
1620 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
1621 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
1622 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
1627 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1629 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1632 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1633 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1634 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1635 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1636 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1637 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1638 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1639 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
1640 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1641 disponibili in lettura (analogo di
1642 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1643 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1645 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1646 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1647 viene comunque riportata in uscita, e non è
1648 necessaria impostarla in ingresso.\\
1649 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
1650 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1651 triggered} per il file descriptor associato.\\
1652 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1653 descriptor associato.\footnotemark\\
1656 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1657 \struct{epoll\_event}.}
1658 \label{tab:epoll_events}
1661 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
1663 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1664 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1665 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1666 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1667 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1668 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1669 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1670 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1671 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1672 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1673 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1676 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1677 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1678 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1679 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1680 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1681 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1682 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1684 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1685 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1686 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1687 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1688 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1690 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1691 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1692 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1693 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1694 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1695 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1696 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1697 logica \textit{edge triggered}.}
1699 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1700 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1701 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1702 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1703 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1704 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1705 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1706 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1708 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1709 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1710 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1711 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1712 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1715 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1717 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1718 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1719 assumerà uno dei valori:
1721 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1722 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1723 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1724 della scadenza di \param{timeout}.
1725 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1726 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1731 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1732 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1733 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1734 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1735 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1736 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1737 con l'argomento \param{maxevents}.
1739 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1740 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1741 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1742 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1743 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1744 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1747 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1748 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1749 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1750 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1751 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1752 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1753 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1754 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1755 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1757 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1758 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1759 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1760 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1761 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1762 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1763 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD} questi verrebbero riletti alla
1764 luce delle modifiche.
1766 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1767 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica un file descriptor è pronto e resterà
1768 tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su di esso.
1769 Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di
1770 \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una \func{write},\footnote{è
1771 opportuno ricordare ancora una volta che l'uso dell'\textit{I/O multiplexing}
1772 richiede di operare sui file in modalità non bloccante.} ma questa non è la
1773 sola modalità possibile, ad esempio la condizione può essere riconosciuta
1774 anche con il fatto che sono stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
1776 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1777 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1778 contemponeamente, per far questo di nuovo è necessaria una variante della
1779 funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una maschera di
1780 segnali, analoga alle precedenti estensioni \func{pselect} e \func{ppoll}; in
1781 questo caso la funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait} ed il suo prototipo è:
1782 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1783 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1784 int timeout, const sigset_t *sigmask)}
1786 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1789 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1790 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1791 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1795 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1796 uscita viene ripristinata la maschera di segnali impostata con
1797 l'argomento \param{sigmask}, in sostanza la chiamata a questa funzione è
1798 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1799 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1801 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1802 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1803 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1804 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo di nuovo
1805 la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in dettaglio
1806 le caratteristiche dei socket, in particolare si potrà trovare un programma
1807 che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
1812 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
1813 \label{sec:file_asyncronous_access}
1815 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
1816 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
1817 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
1818 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
1819 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
1820 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
1821 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
1822 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
1823 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
1824 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
1825 operazioni di I/O volute.
1828 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
1829 \label{sec:file_asyncronous_operation}
1831 \itindbeg{signal~driven~I/O}
1833 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
1834 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
1835 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
1836 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
1837 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
1838 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
1839 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
1841 In realtà parlare di apertura in modalità asincrona non significa che le
1842 operazioni di lettura o scrittura del file vengono eseguite in modo asincrono
1843 (tratteremo questo, che è ciò che più propriamente viene chiamato \textsl{I/O
1844 asincrono}, in sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione
1845 un meccanismo di notifica asincrona delle variazione dello stato del file
1846 descriptor aperto in questo modo. Quello che succede in questo caso è che il
1847 sistema genera un segnale (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne
1848 altri con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che
1849 diventa possibile leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in
1850 questa modalità.\footnote{questa modalità non è utilizzabile con i file
1851 ordinari ma solo con socket, file di terminale o pseudo terminale, e, a
1852 partire dal kernel 2.6, anche per fifo e pipe.}
1854 Si può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
1855 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
1856 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
1857 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
1860 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
1861 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
1862 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
1863 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
1864 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
1865 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
1866 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
1867 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
1868 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
1869 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
1872 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
1873 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
1874 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
1875 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
1876 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
1877 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
1878 verrebbero notificati una volta sola.
1880 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
1881 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
1882 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
1883 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
1884 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
1885 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
1886 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
1888 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
1889 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
1890 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
1891 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
1892 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
1893 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
1894 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
1895 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
1896 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
1898 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
1899 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
1900 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
1901 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
1902 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
1903 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
1904 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
1907 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
1908 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
1909 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
1910 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
1911 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
1912 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
1913 identica al valore massimo del numero di file descriptor
1914 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
1915 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
1916 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
1918 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
1920 \itindend{signal~driven~I/O}
1924 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
1925 \label{sec:file_asyncronous_lease}
1927 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
1928 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
1929 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
1930 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
1931 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
1932 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
1933 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
1934 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
1935 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
1936 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
1937 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
1938 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
1939 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
1942 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
1943 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
1944 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
1945 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
1946 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
1947 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
1948 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
1949 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
1950 nessuna funzionalità di notifica.
1952 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
1953 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
1954 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
1955 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
1956 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
1957 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
1958 \itindex{polling} \textit{polling}.
1960 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
1961 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
1962 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
1963 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
1964 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
1965 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
1966 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
1968 \index{file!lease|(}
1970 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
1971 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
1972 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
1973 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
1974 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
1976 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
1977 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
1978 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
1979 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
1980 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
1981 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
1982 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
1983 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
1984 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
1985 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
1987 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
1988 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
1989 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
1990 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
1991 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
1992 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
1994 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
1995 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
1996 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
1997 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
1998 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
1999 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
2000 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2005 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2007 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2010 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2011 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2012 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2015 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2016 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2017 \const{F\_GETLEASE}.}
2018 \label{tab:file_lease_fctnl}
2021 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2022 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2023 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2024 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2025 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2026 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2028 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2029 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2030 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2031 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2032 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2033 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2034 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2035 \textit{lease} su qualunque file.
2037 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2038 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2039 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2040 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2041 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2042 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2043 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2044 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2045 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2046 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2047 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2048 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2049 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2050 operazioni di lettura e scrittura.
2052 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2053 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2054 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2055 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2056 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2057 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2058 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2059 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2060 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2061 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2064 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2065 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2066 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2067 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2068 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2069 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2070 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2071 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2072 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2075 \index{file!dnotify|(}
2077 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2078 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2079 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2080 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
2081 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
2083 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2084 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2085 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2086 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2087 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2088 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2089 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2090 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
2091 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2092 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2093 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2094 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2095 \struct{siginfo\_t}.
2097 \index{file!lease|)}
2102 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2104 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2107 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2108 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2109 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2110 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2111 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2112 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2113 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2114 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2115 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2117 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2118 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2119 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2120 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2121 directory (con \func{rename}).\\
2122 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2123 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2125 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2129 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2130 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2131 \label{tab:file_notify}
2134 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2135 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2136 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2137 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2138 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2139 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2140 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2142 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2143 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2144 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2145 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2146 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2147 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2148 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2149 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2150 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2151 specificare un valore nullo.
2153 \index{file!inotify|(}
2155 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2156 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2157 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2158 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2159 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2160 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2161 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2163 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2164 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2165 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2166 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2167 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2168 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2169 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2170 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2173 \index{file!dnotify|)}
2175 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2176 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2177 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2178 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2179 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2180 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2181 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2182 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2183 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2185 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2186 {int inotify\_init(void)}
2188 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2190 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2191 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2193 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2194 \textit{inotify} consentite all'utente.
2195 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2197 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2203 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2204 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2205 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2206 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2207 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2208 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2209 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2210 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2211 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2212 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2213 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2214 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2215 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2216 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2217 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2219 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2220 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2221 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2222 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2223 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
2224 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
2225 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
2226 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
2227 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
2228 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
2229 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
2230 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
2231 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
2232 saranno automaticamente rilasciate.
2234 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2235 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2236 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2237 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2238 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2239 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2240 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2241 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2242 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2244 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2246 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2247 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2249 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2250 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2251 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2252 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2253 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2255 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2258 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2259 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2260 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2261 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2262 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2263 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2264 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2265 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2266 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2267 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2268 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2269 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2270 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2271 un solo file descriptor.
2273 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2274 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2275 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2276 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2277 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2278 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2279 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2280 flag della prima parte.
2285 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2287 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2290 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2292 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2293 dell'inode (o sugli attributi
2295 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2296 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2298 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2300 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2301 directory in una directory sotto
2303 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2304 directory in una directory sotto
2306 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2307 directory) sotto osservazione.\\
2308 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2309 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2310 directory) sotto osservazione.\\
2311 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2312 directory sotto osservazione.\\
2313 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2314 directory sotto osservazione.\\
2315 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2317 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2318 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2319 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2320 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2321 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2322 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2323 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2327 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2328 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2329 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2330 \label{tab:inotify_event_watch}
2333 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2334 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2335 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2336 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2337 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2338 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2339 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
2340 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
2341 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
2346 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2348 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2351 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
2353 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
2354 nell'argomento \param{mask}, invece di
2356 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
2357 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
2359 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
2360 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
2361 quelli per i file che contiene.\\
2364 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2365 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
2366 modalità di osservazione.}
2367 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
2370 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
2371 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
2372 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
2373 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
2374 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
2376 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
2377 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
2378 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
2379 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
2380 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
2381 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
2382 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
2383 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
2384 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
2386 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
2387 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
2388 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
2389 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
2390 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
2391 sarà più notificato.
2393 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
2394 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
2395 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
2396 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
2397 la eventuale rimozione dello stesso.
2399 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
2400 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
2402 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2403 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
2405 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
2407 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
2408 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2410 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
2412 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
2413 non è associato ad una coda di notifica.
2418 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
2419 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
2420 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
2421 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
2422 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
2423 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
2424 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
2425 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
2426 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
2427 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
2428 \func{inotify\_rm\_watch}.
2430 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
2431 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
2432 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
2433 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
2434 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
2435 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
2436 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
2437 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
2439 \begin{figure}[!htb]
2440 \footnotesize \centering
2441 \begin{minipage}[c]{15cm}
2442 \includestruct{listati/inotify_event.h}
2445 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
2446 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
2447 \label{fig:inotify_event}
2450 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
2451 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
2452 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
2453 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
2454 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
2455 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
2456 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
2457 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
2458 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
2459 file che sono cambiati.
2461 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
2462 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
2463 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
2464 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
2465 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
2466 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
2467 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
2468 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
2469 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
2470 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
2471 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
2476 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2478 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2481 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
2482 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
2483 che in maniera implicita per la rimozione
2484 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
2485 filesystem su cui questo si trova.\\
2486 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
2487 (consente così di distinguere, quando si pone
2488 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
2489 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
2491 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
2492 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
2493 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
2494 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
2495 osservazione è stato smontato.\\
2498 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
2499 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
2500 \label{tab:inotify_read_event_flag}
2503 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
2504 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
2505 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
2506 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
2507 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
2508 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
2510 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
2511 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
2512 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
2513 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
2514 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
2516 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
2517 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
2518 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
2519 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
2520 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
2521 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
2522 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
2523 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
2524 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
2525 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
2526 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
2529 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
2530 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
2531 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
2532 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
2533 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
2534 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
2536 \begin{figure}[!htbp]
2537 \footnotesize \centering
2538 \begin{minipage}[c]{15cm}
2539 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
2542 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
2543 \label{fig:inotify_monitor_example}
2546 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
2547 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
2548 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
2549 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
2550 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
2551 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
2554 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
2555 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
2556 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
2557 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
2558 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
2559 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
2560 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
2561 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
2562 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
2563 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
2565 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
2566 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
2567 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
2568 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
2569 si saranno verificati eventi.
2571 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
2572 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
2573 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
2574 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
2575 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
2576 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
2577 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
2578 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
2579 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
2582 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
2583 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
2584 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
2585 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
2586 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
2587 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
2588 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
2589 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
2590 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
2591 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
2592 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
2593 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
2595 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
2596 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
2597 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
2598 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
2599 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
2600 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
2601 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
2602 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
2603 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
2604 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
2605 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
2606 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
2607 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
2608 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
2610 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
2611 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
2614 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
2616 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2619 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2623 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
2624 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
2625 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
2626 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
2627 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
2628 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
2629 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
2630 tale evenienza non si verificherà mai.
2632 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
2633 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
2634 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
2635 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
2636 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
2637 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
2638 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
2639 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
2640 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
2641 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
2642 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
2643 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
2644 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
2645 chiamata di \func{read}.
2647 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
2648 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
2649 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
2650 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
2651 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
2652 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
2653 raggruppati in un solo evento.
2655 \index{file!inotify|)}
2657 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
2658 % http://lwn.net/Articles/343346/
2661 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
2662 \label{sec:file_asyncronous_io}
2664 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
2665 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
2666 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
2667 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
2668 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
2669 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
2670 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
2672 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
2673 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
2674 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
2675 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
2676 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
2677 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
2678 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
2679 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
2682 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
2683 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
2684 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
2685 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
2686 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
2687 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
2688 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
2691 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
2692 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
2693 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
2694 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
2695 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
2696 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
2697 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
2699 \begin{figure}[!htb]
2700 \footnotesize \centering
2701 \begin{minipage}[c]{15cm}
2702 \includestruct{listati/aiocb.h}
2705 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
2707 \label{fig:file_aiocb}
2710 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
2711 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
2712 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
2713 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
2714 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
2715 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
2716 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
2717 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
2718 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
2719 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
2720 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
2721 del blocco di dati da trasferire.
2723 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
2724 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
2725 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
2726 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
2727 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
2728 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
2729 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
2730 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
2731 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
2732 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
2733 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
2735 \begin{figure}[!htb]
2736 \footnotesize \centering
2737 \begin{minipage}[c]{15cm}
2738 \includestruct{listati/sigevent.h}
2741 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
2742 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
2743 \label{fig:file_sigevent}
2746 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
2747 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
2748 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
2749 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
2750 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
2751 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
2752 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
2753 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
2754 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
2755 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
2756 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
2757 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
2758 \struct{siginfo\_t}.
2759 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
2760 \itindex{thread} \textit{thread} che esegue la funzione specificata da
2761 \var{sigev\_notify\_function} con argomento \var{sigev\_value}, e con gli
2762 attributi specificati da \var{sigev\_notify\_attribute}.
2765 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
2766 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
2767 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
2768 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
2772 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
2773 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
2775 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
2776 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
2779 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2780 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2782 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
2783 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2784 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
2785 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
2786 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2791 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
2792 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
2793 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
2794 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
2795 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
2796 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
2797 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
2798 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
2800 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
2801 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
2802 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
2803 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
2804 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
2805 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
2806 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
2807 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
2810 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
2811 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
2812 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
2813 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
2814 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
2815 errore; il suo prototipo è:
2816 \begin{prototype}{aio.h}
2817 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
2819 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
2822 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
2823 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
2827 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
2828 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
2829 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
2830 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
2831 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
2832 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
2833 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
2834 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
2837 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
2838 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
2839 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
2840 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
2842 \begin{prototype}{aio.h}
2843 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
2845 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
2848 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
2852 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
2853 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
2854 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
2855 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
2856 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
2858 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
2859 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
2860 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
2861 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
2862 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
2865 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
2866 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
2867 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
2868 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
2870 \begin{prototype}{aio.h}
2871 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
2873 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
2875 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
2876 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
2877 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
2880 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
2881 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
2882 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
2883 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
2884 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
2885 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
2886 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
2887 sez.~\ref{sec:file_sync}).
2889 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
2890 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
2891 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
2892 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
2893 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
2895 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
2896 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
2897 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
2898 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
2900 \begin{prototype}{aio.h}
2901 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
2903 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
2906 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
2907 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
2908 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
2912 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
2913 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
2914 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
2915 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
2916 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
2917 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
2918 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
2919 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
2920 \file{aio.h}) sono tre:
2921 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
2922 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
2923 cancellazione sono state già completate,
2925 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
2928 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
2929 corso e non sono state cancellate.
2932 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
2933 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
2934 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
2935 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
2936 del loro avvenuto completamento.
2938 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
2939 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
2940 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
2941 specifica operazione; il suo prototipo è:
2942 \begin{prototype}{aio.h}
2943 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
2946 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
2947 operazioni specificate da \param{list}.
2949 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
2950 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2953 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2955 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2956 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2961 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
2962 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
2963 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
2964 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
2965 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
2966 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
2967 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
2968 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
2969 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
2971 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
2972 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
2973 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
2974 \begin{prototype}{aio.h}
2975 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
2978 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
2979 secondo la modalità \param{mode}.
2981 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2982 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2984 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2986 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
2987 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
2988 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
2989 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2990 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2995 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
2996 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
2997 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
2998 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
2999 che può prendere i valori:
3000 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3001 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3002 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3003 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3005 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3006 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3007 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3008 quelle non completate.
3010 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3011 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3012 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3013 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3014 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3015 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3016 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3019 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3020 \label{sec:file_advanced_io}
3022 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3023 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3024 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3025 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
3026 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
3027 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
3030 \subsection{File mappati in memoria}
3031 \label{sec:file_memory_map}
3033 \itindbeg{memory~mapping}
3034 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3035 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
3036 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3037 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3038 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3039 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
3043 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3044 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3045 mappatura in memoria di un file.}
3046 \label{fig:file_mmap_layout}
3049 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3050 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3051 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3052 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3053 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3054 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3055 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3056 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3057 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3058 \textsl{memoria mappata su file}.
3060 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3061 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3062 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3063 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3064 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3065 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3068 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3069 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3070 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3071 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3072 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3073 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3076 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3077 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3078 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3079 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3080 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3082 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3083 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3084 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3089 \headdecl{sys/mman.h}
3091 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3094 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3096 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3097 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3098 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3100 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3101 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3102 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3103 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3104 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3105 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3106 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3107 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3108 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3109 dimensione delle pagine).
3110 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3111 \param{fd} è aperto in scrittura.
3112 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3113 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3114 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3115 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3116 numero di mappature possibili.
3117 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3119 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3120 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3121 l'opzione \texttt{noexec}.
3122 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3123 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3128 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3129 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
3130 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3131 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3137 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3139 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3142 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3143 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3144 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3145 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3148 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3149 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3150 \label{tab:file_mmap_prot}
3153 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3154 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3155 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3156 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3157 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3158 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3159 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3160 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3161 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3162 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3163 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3164 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3166 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3167 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3168 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3169 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3170 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3171 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3176 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3178 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3181 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3182 da \param{start}, se questo non può essere usato
3183 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3184 valore di \param{start} deve essere allineato
3185 alle dimensioni di una pagina.\\
3186 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3187 riportati sul file e saranno immediatamente
3188 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3189 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3190 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3191 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3192 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3193 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3194 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3195 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3196 privata cui solo il processo chiamante ha
3197 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3198 il meccanismo del \textit{copy on
3199 write} \itindex{copy~on~write} e
3200 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3201 specificato se i cambiamenti sul file originale
3202 vengano riportati sulla regione
3203 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3204 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3205 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3206 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3207 scrittura sul file dovevano fallire con
3208 \errcode{ETXTBSY}).\\
3209 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3210 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3211 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3212 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3214 modifiche fatte alla regione mappata, in
3215 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3216 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3217 un \const{SIGSEGV}.\\
3218 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3220 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3221 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3222 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3223 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3224 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3225 ignorati.\footnotemark\\
3226 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3227 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3228 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
3229 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3230 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3231 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3232 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3233 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3234 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3235 necessarie alla mappatura.\\
3236 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3237 non causa I/O.\footnotemark\\
3238 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3239 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3243 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3244 \label{tab:file_mmap_flag}
3248 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3249 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3250 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3251 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3252 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3253 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
3254 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3257 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3258 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3259 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3260 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3261 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
3262 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3263 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3264 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3266 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3269 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3270 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3271 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3272 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3274 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3275 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3276 parleremo più avanti.}
3278 \begin{figure}[!htb]
3280 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3281 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3282 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3283 \label{fig:file_mmap_boundary}
3287 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3288 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3289 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3290 bordo della pagina successiva.
3292 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3293 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
3294 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3295 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3296 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3299 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3300 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3301 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3302 quella della mappatura in memoria.
3304 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3305 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3306 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3307 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
3308 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3310 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3311 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3312 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3313 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3314 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3315 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3316 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3317 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3318 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3319 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3323 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3324 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3325 alla lunghezza richiesta.}
3326 \label{fig:file_mmap_exceed}
3329 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3330 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3331 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3332 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3333 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3334 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3335 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3336 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3339 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3340 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3341 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3342 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3343 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3344 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3345 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3346 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3347 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3349 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3350 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
3351 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3352 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
3353 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
3354 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
3355 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
3357 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3358 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3359 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3360 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
3361 del contenuto della memoria su cui è mappato.
3363 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
3364 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
3365 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
3366 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
3367 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
3368 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
3371 \headdecl{sys/mman.h}
3373 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
3375 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
3377 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3378 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3380 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
3381 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
3383 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3384 precedentemente mappata.
3389 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
3390 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
3391 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
3392 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
3393 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
3394 del file aggiornato.
3399 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3401 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3404 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
3405 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
3406 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
3410 \caption{Le costanti che identificano i bit per la maschera binaria
3411 dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
3412 \label{tab:file_mmap_rsync}
3415 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
3416 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
3417 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
3418 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
3419 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
3420 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
3421 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
3422 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
3423 aggiornate ai nuovi valori.
3425 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
3426 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
3429 \headdecl{sys/mman.h}
3431 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
3433 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
3435 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3436 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3438 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3439 precedentemente mappata.
3444 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
3445 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
3446 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
3447 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
3448 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
3449 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
3450 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
3451 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
3452 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
3454 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
3455 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
3456 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
3457 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
3458 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
3460 % \headdecl{unistd.h}
3461 \headdecl{sys/mman.h}
3463 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
3465 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
3468 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3469 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3471 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
3472 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
3473 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
3474 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
3475 ha solo accesso in lettura.
3476 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
3477 % necessarie all'interno del kernel.
3478 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
3481 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
3486 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
3487 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
3488 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
3489 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
3490 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
3491 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
3493 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
3494 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
3495 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
3496 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
3499 \headdecl{sys/mman.h}
3501 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
3502 new\_size, unsigned long flags)}
3504 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
3506 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
3507 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
3508 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
3511 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
3513 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
3514 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
3515 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
3516 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
3517 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
3518 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
3519 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
3525 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
3526 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
3527 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
3528 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
3529 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
3530 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
3531 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
3532 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
3533 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
3534 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
3535 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
3536 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
3538 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
3539 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
3540 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
3541 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
3542 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
3543 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
3544 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
3546 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
3547 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
3548 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
3549 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
3550 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
3551 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
3553 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
3554 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
3555 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
3556 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
3557 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
3558 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
3559 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
3560 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
3561 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
3562 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
3563 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
3565 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
3566 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
3567 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
3568 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
3569 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
3570 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
3571 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
3572 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
3573 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
3574 \textit{memory mapping}.
3576 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
3577 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
3578 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
3579 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
3580 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
3581 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
3582 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
3583 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
3585 \headdecl{sys/mman.h}
3587 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
3588 ssize\_t pgoff, int flags)}
3590 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
3592 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3593 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3595 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
3596 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
3597 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
3602 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
3603 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
3604 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
3605 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
3606 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
3607 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
3610 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
3611 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
3612 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
3613 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
3614 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
3615 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
3616 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
3617 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
3619 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
3620 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
3621 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
3622 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
3623 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
3624 \textit{memory mapping}.
3626 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
3627 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
3628 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
3629 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
3630 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
3631 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
3632 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
3633 interessate dal \textit{memory mapping}.
3635 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
3636 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
3637 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
3638 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
3639 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
3640 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
3641 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
3642 \const{MAP\_POPULATE}.
3644 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
3645 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
3646 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
3647 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
3648 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
3649 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
3650 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
3652 \itindend{memory~mapping}
3654 % TODO documentare \func{madvise}
3656 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
3657 \label{sec:file_multiple_io}
3659 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
3660 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
3661 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
3662 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
3663 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
3664 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
3667 Per questo motivo su BSD 4.2 sono state introdotte due nuove system call,
3668 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
3669 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} che
3670 permettono di effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su
3671 una serie di buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I
3672 relativi prototipi sono:
3674 \headdecl{sys/uio.h}
3676 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3677 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3679 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
3681 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
3682 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
3683 assumerà uno dei valori:
3685 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
3686 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
3687 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
3688 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
3689 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
3690 non ci sono dati in lettura.
3691 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3693 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
3694 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
3695 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
3696 scrittura eseguite su \param{fd}.}
3699 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
3700 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
3701 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
3702 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
3703 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
3705 \begin{figure}[!htb]
3706 \footnotesize \centering
3707 \begin{minipage}[c]{15cm}
3708 \includestruct{listati/iovec.h}
3711 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
3713 \label{fig:file_iovec}
3716 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
3717 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
3718 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
3719 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
3720 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
3721 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
3722 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
3723 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
3724 specificati nel vettore \param{vector}.
3726 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
3727 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
3728 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
3729 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
3730 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
3731 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
3732 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
3733 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
3735 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
3736 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
3737 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
3738 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
3739 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
3740 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
3741 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
3743 % TODO verificare cosa succederà a preadv e pwritev o alla nuova niovec
3744 % vedi http://lwn.net/Articles/164887/
3745 % inserite nel kernel 2.6.30, vedi http://lwn.net/Articles/326818/
3748 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
3750 \label{sec:file_sendfile_splice}
3752 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
3753 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
3754 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
3755 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
3757 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
3758 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
3759 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
3760 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
3761 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
3762 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
3763 questo tipo di situazioni.
3765 La prima funzione che si pone l'obiettivo di ottimizzare il trasferimento dei
3766 dati fra due file descriptor è \funcd{sendfile};\footnote{la funzione è stata
3767 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
3768 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
3769 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
3770 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
3771 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
3772 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il suo
3775 \headdecl{sys/sendfile.h}
3777 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
3780 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
3782 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
3783 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3786 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
3787 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
3788 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
3789 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
3791 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
3792 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
3795 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
3799 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
3800 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
3801 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
3802 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore, come le ordinarie \func{read} e
3803 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
3806 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
3807 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
3808 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
3809 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
3810 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
3811 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
3812 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
3813 letti da \param{in\_fd}.
3815 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
3816 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
3817 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
3818 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
3819 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
3820 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
3821 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
3822 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
3823 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
3824 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
3825 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
3826 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
3827 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
3828 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
3829 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
3831 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
3832 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
3833 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
3834 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
3835 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
3836 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
3837 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
3838 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
3839 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
3840 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
3841 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
3842 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
3843 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
3844 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
3845 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
3846 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
3847 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
3849 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
3850 prestazioni, le motivazioni addotte non convincono del tutto e resta il dubbio
3851 se la scelta di disabilitarla sempre per il trasferimento di dati fra file di
3852 dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti di prestazioni infatti si
3853 può sempre fare ricorso all'uso successivo di, ma lasciare a disposizione la
3854 funzione consentirebbe se non altro, anche in assenza di guadagni di
3855 prestazioni, di semplificare la gestione della copia dei dati fra file,
3856 evitando di dover gestire l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro
3857 trasferimento; inoltre si avrebbe comunque il vantaggio di evitare inutili
3858 trasferimenti di dati da kernel space a user space e viceversa.
3860 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuto a
3861 partire dal kernel 2.6.17, della nuova system call \func{splice}. Lo scopo di
3862 questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
3863 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
3864 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
3865 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
3866 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
3867 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
3868 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
3869 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
3870 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
3871 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
3872 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
3873 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
3874 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
3875 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
3876 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
3877 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
3878 essa può essere effettivamente utilizzata.}
3880 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
3881 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
3882 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
3883 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
3884 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
3885 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
3886 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
3887 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
3888 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
3889 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
3890 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
3891 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
3892 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
3893 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
3894 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
3895 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
3896 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
3898 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
3899 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
3900 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
3901 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
3902 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
3903 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
3904 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
3905 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
3906 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
3907 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
3908 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
3913 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
3914 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
3916 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
3918 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
3919 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3922 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
3923 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
3924 aperti in lettura o scrittura.
3925 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
3926 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
3927 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
3928 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
3930 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3932 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
3933 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
3938 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
3939 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
3940 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
3941 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
3942 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
3943 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
3944 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
3945 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
3947 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
3948 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
3949 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
3950 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
3951 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
3952 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
3953 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
3954 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
3955 il suddetto file in modalità non bloccante).
3957 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
3958 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
3959 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
3960 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
3961 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
3962 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
3963 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
3964 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
3965 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
3966 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
3967 specificato come valore non nullo.
3969 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
3970 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
3971 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
3972 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
3973 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
3974 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
3975 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
3980 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3982 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3985 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
3986 di memoria contenenti i dati invece di
3987 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
3989 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
3990 bloccante; questo flag influisce solo sulle
3991 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
3992 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
3993 questo significa che la funzione potrà
3994 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
3995 file descriptor (a meno che anch'essi non
3996 siano stati aperti in modalità non
3998 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
3999 ulteriori dati in una \func{splice}
4000 successiva, questo è un suggerimento utile
4001 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4002 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4003 solo da \func{splice}, potrà essere
4004 implementato in futuro anche per
4005 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4006 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4007 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4008 se impostato una seguente \func{splice} che
4009 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4010 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4011 essere copiate; per usare questa opzione i
4012 dati dovranno essere opportunamente allineati
4013 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4014 memoria. Viene usato soltanto da
4018 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4019 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4021 \label{tab:splice_flag}
4024 \footnotetext{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando possibile i
4025 meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti di dati (in
4026 maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano essere
4027 spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse saranno
4030 \footnotetext{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di gestione
4031 dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete, si veda
4032 la descrizione di \const{TCP\_CORK} in sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e
4033 quella di \const{MSG\_MORE} in sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4035 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4036 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4039 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4040 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4041 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4042 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4043 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4044 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4045 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4047 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4048 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4049 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4050 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4051 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4055 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4056 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4057 \label{fig:splicecp_data_flux}
4060 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4061 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4062 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4063 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4064 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4066 \begin{figure}[!phtb]
4067 \footnotesize \centering
4068 \begin{minipage}[c]{15cm}
4069 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4072 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4074 \label{fig:splice_example}
4077 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4078 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4079 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4080 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4081 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4082 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4083 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4084 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4086 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4087 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4088 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4089 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4090 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4091 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4092 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4093 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4094 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4095 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4096 (\texttt{\small 41--43}).
4098 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4099 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4100 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4101 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4102 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4103 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4104 del file di destinazione.
4106 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4107 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4108 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4109 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4110 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4111 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4112 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4113 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4114 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4115 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4116 presenti sul buffer.
4118 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4119 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4120 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4121 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4122 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4124 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4125 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4126 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4127 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4128 genere di migliorare le prestazioni.
4130 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate altre
4131 due system call, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano la stessa
4132 infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4133 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4134 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4135 descriptor, le tratteremo qui.
4137 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4138 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria di un processo
4139 verso una \textit{pipe}, il suo prototipo è:
4142 \headdecl{sys/uio.h}
4144 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4145 nr\_segs, unsigned int flags)}
4147 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4149 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4150 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4153 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4154 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4155 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4156 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4157 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4163 La \textit{pipe} dovrà essere specificata tramite il file descriptor
4164 corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si faccia riferimento
4165 a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali zone di memoria devono
4166 essere trasferita si deve utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec}
4167 (vedi fig.~\ref{fig:file_iovec}), con le stesse con cui le si usano per l'I/O
4168 vettorizzato; le dimensioni del suddetto vettore devono essere passate
4169 nell'argomento \param{nr\_segs} che indica il numero di segmenti di memoria da
4170 trasferire. Sia per il vettore che per il valore massimo di \param{nr\_segs}
4171 valgono le stesse limitazioni illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
4173 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
4174 pipe, in generale (se i dati una volta creati non devono essere riutilizzati)
4175 è opportuno utilizzare il flag \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa si che il
4176 kernel possa rimuovere le relative pagine dallo spazio degli indirizzi del
4177 processo, e scaricarle nella cache, così che queste possono essere utilizzate
4178 immediatamente senza necessità di eseguire una copia dei dati che contengono.
4180 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
4181 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
4182 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
4183 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
4184 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
4185 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
4189 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
4192 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
4194 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
4195 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4198 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
4199 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
4200 stessa \textit{pipe}.
4201 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4207 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
4208 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
4209 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
4210 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
4211 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
4212 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
4213 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}).
4215 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
4216 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
4217 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
4218 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
4219 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
4220 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
4221 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
4222 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
4223 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
4224 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
4225 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
4226 allegati alla guida.
4228 \begin{figure}[!htbp]
4229 \footnotesize \centering
4230 \begin{minipage}[c]{15cm}
4231 \includecodesample{listati/tee.c}
4234 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
4235 standard input sullo standard output e su un file.}
4236 \label{fig:tee_example}
4239 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
4240 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
4241 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
4242 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
4243 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
4245 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
4246 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
4247 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
4248 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
4249 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
4250 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
4251 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
4252 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
4253 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
4255 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
4256 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
4257 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
4258 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
4259 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
4260 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
4261 fig.~\ref{fig:splice_example}).
4263 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
4264 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
4265 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
4266 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
4267 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
4268 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
4269 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
4270 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
4271 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
4272 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
4273 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
4274 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
4276 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
4279 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
4280 \label{sec:file_fadvise}
4282 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
4283 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
4284 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
4285 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
4286 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
4287 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
4289 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
4290 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
4291 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
4292 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
4293 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
4294 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
4295 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
4298 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
4299 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
4300 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
4301 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
4302 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
4303 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
4304 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
4308 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
4310 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
4312 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4313 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4315 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4316 valido o non è aperto in lettura.
4317 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
4318 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
4323 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
4324 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
4325 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
4326 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
4327 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
4328 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
4329 \param{offset} e \param{count} arrotondati di conseguenza.
4331 La funzione estende quello che è un comportamento normale del
4332 kernel\footnote{per ottimizzare gli accessi al disco il kernel quando si legge
4333 un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre una lettura
4334 anticipata di una certa quantità di dati; questo meccanismo viene chiamato
4335 \textit{readahead}, da cui deriva il nome della funzione.} effettuando la
4336 lettura in cache della sezione richiesta e bloccandosi fintanto che questa non
4337 viene completata. La posizione corrente sul file non viene modificata ed
4338 indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la lettura dei dati si
4339 interrompe una volta raggiunta la fine del file.
4341 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
4342 all'interno del programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
4343 dati saranno necessari in seguito. Si potrà così concentrare in un unico
4344 momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la lettura, così da ottenere
4345 una migliore risposta nelle operazioni successive.
4347 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
4348 POSIX.1-2001 dalla funzione \funcd{posix\_fadvise},\footnote{anche se
4349 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
4350 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
4351 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
4352 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
4353 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
4354 opportune ottimizzazioni; il suo prototipo, che può è disponibile solo se si
4355 definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
4359 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
4361 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
4363 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4364 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4366 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4368 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
4369 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
4370 (come una pipe o un socket).
4371 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
4372 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
4377 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
4378 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
4379 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
4380 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
4381 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
4382 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
4383 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
4384 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}. Si tenga presente comunque
4385 che la funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il
4386 kernel, che utilizza semplicemente l'informazione.
4391 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4393 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4396 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
4397 riguardo le modalità di accesso, il
4398 comportamento sarà identico a quello che si
4399 avrebbe senza nessun avviso.\\
4400 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
4401 accedere ai dati specificati in maniera
4402 sequenziale, a partire dalle posizioni più
4404 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
4405 completamente causale.\\
4406 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
4407 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
4408 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
4411 \caption{Valori dei bit dell'argomento \param{advice} di
4412 \func{posix\_fadvise} che indicano la modalità con cui si intende accedere
4414 \label{tab:posix_fadvise_flag}
4417 Anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della memoria virtuale ed
4418 al meccanismo standard del \textit{readahead} utilizzato dal kernel; in
4419 particolare con \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione
4420 dell'ammontare di dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi
4421 appunto una lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con
4422 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} si disabilita del tutto il suddetto meccanismo,
4423 dato che con un accesso del tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati
4424 immediatamente successivi gli attuali; infine l'uso di
4425 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di riportarsi al comportamento di
4428 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
4429 danno invece inizio ad una lettura in cache della regione del file indicata.
4430 La quantità di dati che verranno letti è ovviamente limitata in base al carico
4431 che si viene a creare sul sistema della memoria virtuale, ma in genere una
4432 lettura di qualche megabyte viene sempre soddisfatta (ed un valore superiore è
4433 solo raramente di qualche utilità). In particolare l'uso di
4434 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può considerare l'equivalente POSIX di
4437 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
4438 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
4439 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
4440 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
4441 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
4442 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
4443 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
4444 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
4446 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
4447 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
4448 specifica per le operazioni di scrittura, \func{posix\_fallocate},\footnote{la
4449 funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94.} che consente di
4450 preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
4451 fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
4452 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
4456 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
4458 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
4460 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
4461 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
4462 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
4464 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4465 valido o non è aperto in scrittura.
4466 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
4468 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
4469 la dimensione massima consentita per un file.
4470 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
4472 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
4474 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
4479 La funzione si assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
4480 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
4481 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
4482 se questa si estende oltre la fine del file le dimensioni di quest'ultimo
4483 saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con successo la
4484 funzione è garantito che una scrittura nella regione indicata non fallirà per
4485 mancanza di spazio disco.
4487 % TODO controllare la trattazione della nuova funzionalità di preallocazione
4489 % TODO documentare \func{posix\_fadvise}
4490 % vedi http://insights.oetiker.ch/linux/fadvise.html
4491 % questo tread? http://www.ussg.iu.edu/hypermail/linux/kernel/0703.1/0032.html
4493 % TODO documentare \func{fallocate}, introdotta con il 2.6.23
4494 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
4495 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
4496 % \func{fallocate} con il 2.6.25 supporta pure XFS
4499 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
4500 %\label{sec:file_io_port}
4502 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
4503 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
4509 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4510 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4511 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4512 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4513 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4514 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4515 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4516 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4517 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4518 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4519 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4520 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4521 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4522 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4523 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4524 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4525 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4526 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4527 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4528 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
4529 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
4530 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
4531 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
4532 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
4533 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
4534 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
4535 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
4536 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
4537 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
4538 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
4539 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
4540 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
4541 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
4542 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
4543 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
4544 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
4545 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
4546 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
4547 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
4548 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
4549 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
4550 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
4551 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
4552 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
4553 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
4554 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
4555 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
4556 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
4559 %%% Local Variables:
4561 %%% TeX-master: "gapil"