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12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \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 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
33 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
34 sequenza 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 recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
98 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
101 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
102 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
103 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
104 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
105 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
106 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
107 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
109 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
110 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
111 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
112 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
113 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
119 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
121 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
123 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
126 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
127 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
130 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
131 \label{tab:file_file_lock}
134 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
135 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
136 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
137 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
138 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
139 un \textit{write lock}).
142 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
143 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
144 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
147 \subsection{La funzione \func{flock}}
148 \label{sec:file_flock}
150 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
151 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per
152 richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo
157 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
158 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
161 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
162 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
164 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
165 specificato \const{LOCK\_NB}.
170 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
171 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
172 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
173 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
174 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
179 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
181 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
184 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
185 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
186 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
187 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
188 richiesta di un \textit{file lock}.\\
191 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
192 \label{tab:file_flock_operation}
195 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
196 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
197 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
198 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
199 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
200 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
201 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
203 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
204 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
205 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
206 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
207 facendo fallire la riacquisizione.
209 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
210 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
211 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
212 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
213 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
216 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
217 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
218 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
219 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
220 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
221 per entrambe le interfacce.
223 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
224 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
225 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
226 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
227 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
228 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di
229 inode\itindex{inode},\footnote{in particolare, come accennato in
230 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono mantenuti in una
231 \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
232 \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
233 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \kstruct{inode} (per le
234 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{include/linux/fs.h}
235 nei sorgenti del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se
236 si tratta di un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX
237 (\const{FL\_POSIX}).} dato che questo è l'unico riferimento in comune che
238 possono avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
242 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
243 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
244 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
245 \label{fig:file_flock_struct}
248 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
249 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
250 un nuovo elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \kstruct{file\_lock}.}
251 Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la semantica della funzione
252 prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un
253 \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori riferimenti allo
254 stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema di
255 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file lock}
256 un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di
257 \kstruct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati
258 con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file
259 table} da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare.
261 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
262 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
263 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
264 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
265 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
266 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
267 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
268 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
269 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
271 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
272 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
273 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
274 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
275 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
276 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
277 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
278 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
279 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
280 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
281 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
284 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
285 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
286 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
287 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
288 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
289 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
290 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
291 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
292 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
293 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
296 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
297 \label{sec:file_posix_lock}
299 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
300 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
301 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
302 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si impiega per il \textit{file
303 locking} essa viene usata solo secondo il seguente prototipo:
304 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
306 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
308 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
309 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
311 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
312 \textit{file lock} da parte di altri processi.
313 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
314 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
315 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
316 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
317 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
318 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
319 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
320 riconosca sempre questa situazione.
321 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
322 di poter acquisire un \textit{file lock}.
324 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
328 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
329 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
330 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
331 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
332 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
333 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
334 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
335 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
336 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
337 con un'altra regione bloccata.
340 \footnotesize \centering
341 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
342 \includestruct{listati/flock.h}
345 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
346 \textit{file locking}.}
347 \label{fig:struct_flock}
351 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
352 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
353 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
354 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
355 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
356 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
357 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
358 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
360 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
361 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
362 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
363 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
364 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
365 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
366 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
371 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
373 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
376 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
377 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
378 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
381 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
382 \label{tab:file_flock_type}
385 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
386 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
387 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
388 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
389 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
390 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
391 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
394 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
395 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
396 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
397 specifica l'azione da compiere; i valori relativi al \textit{file locking}
399 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
400 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
401 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
402 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
403 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
404 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
405 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
406 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
407 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel
408 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
409 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
410 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
411 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
412 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
413 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
414 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
415 con un errore di \errcode{EINTR}.
418 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
419 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
420 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
421 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
422 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
423 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
424 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
425 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
426 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
427 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
428 per indicare quale è la regione bloccata.
430 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
431 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
432 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
433 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
434 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
435 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
436 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
437 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
438 stato effettivamente acquisito.
441 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
442 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
443 \label{fig:file_flock_dead}
446 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
447 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
448 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
449 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
450 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
451 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
452 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
453 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
454 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
455 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
456 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
457 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
458 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
461 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
462 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
463 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
464 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
465 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
466 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
467 sono evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
468 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
469 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
470 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
471 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
472 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
473 usato.} il blocco è sempre associato \itindex{inode} all'inode, solo che in
474 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
475 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
476 \ids{PID} del processo.
479 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
480 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
481 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
482 \label{fig:file_posix_lock}
485 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
486 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
487 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
488 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
489 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
490 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
491 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
492 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
494 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
495 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
496 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
497 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
498 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
499 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
500 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
501 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
502 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
504 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
505 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
506 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
507 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
508 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
509 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
510 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
511 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
512 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
514 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
515 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
516 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
517 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
518 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
519 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
520 avranno sempre successo.
522 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
523 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
524 cioè si richiede più volte lo stesso \textit{file lock}, o più blocchi sulla
525 stessa sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola
526 richiesta di rilascio per cancellare il blocco.} la cosa non ha alcun
527 effetto; la funzione ritorna con successo, senza che il kernel debba
528 modificare la lista dei \textit{file lock}. In questo caso invece si possono
529 avere una serie di situazioni diverse: ad esempio è possibile rimuovere con
530 una sola chiamata più \textit{file lock} distinti (indicando in una regione
531 che si sovrapponga completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo
532 una parte di un blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella
533 di un altro blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri
534 \textit{file lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si
535 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
536 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
537 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
538 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
539 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
540 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
542 \begin{figure}[!htbp]
543 \footnotesize \centering
544 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
545 \includecodesample{listati/Flock.c}
548 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
549 \label{fig:file_flock_code}
552 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
553 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
554 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
555 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
556 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
558 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
559 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
560 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
561 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
562 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
563 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
564 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
565 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
566 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
567 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
568 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
569 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
572 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
573 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
574 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
575 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
576 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
577 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
578 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
579 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
582 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
583 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
584 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
585 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
586 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
587 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
588 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
589 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
590 esegue (\texttt{\small 41}).
592 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
593 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
594 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
595 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
596 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
597 tutti i blocchi vengono rilasciati.
599 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
600 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
601 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
604 \begin{minipage}[c]{12cm}
606 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
609 \end{minipage}\vspace{1mm}
611 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
612 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
613 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
614 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
615 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
616 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
619 \begin{minipage}[c]{12cm}
621 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
622 Failed lock: Resource temporarily unavailable
624 \end{minipage}\vspace{1mm}
626 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
627 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
628 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
629 del file con il comando:
632 \begin{minipage}[c]{12cm}
634 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
635 Failed lock: Resource temporarily unavailable
637 \end{minipage}\vspace{1mm}
639 se invece blocchiamo una regione con:
642 \begin{minipage}[c]{12cm}
644 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
647 \end{minipage}\vspace{1mm}
649 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
650 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
651 regioni si sovrappongono avremo che:
654 \begin{minipage}[c]{12cm}
656 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
657 Failed lock: Resource temporarily unavailable
659 \end{minipage}\vspace{1mm}
661 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
665 \begin{minipage}[c]{12cm}
667 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
670 \end{minipage}\vspace{1mm}
672 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
673 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
676 \begin{minipage}[c]{12cm}
678 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
679 Failed lock: Resource temporarily unavailable
681 \end{minipage}\vspace{1mm}
683 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
685 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
686 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
687 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
691 \begin{minipage}[c]{12cm}
693 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
695 \end{minipage}\vspace{1mm}
697 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
698 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
699 essere acquisito otterremo:
702 \begin{minipage}[c]{12cm}
704 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
706 \end{minipage}\vspace{1mm}
708 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
709 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
710 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
711 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
714 \begin{minipage}[c]{12cm}
716 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
719 \end{minipage}\vspace{3mm}
722 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
723 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
724 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
725 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
729 \begin{minipage}[c]{12cm}
731 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
734 \end{minipage}\vspace{1mm}
736 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
737 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
738 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
739 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
743 \subsection{La funzione \func{lockf}}
744 \label{sec:file_lockf}
746 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
747 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
748 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
749 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
750 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
751 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
753 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
755 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
756 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
758 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
759 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
760 file è mappato in memoria.
761 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
762 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
763 dei \textit{file lock}.
765 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
769 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
770 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
771 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
776 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
778 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
781 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
782 mantenere un blocco condiviso sullo stesso file.\\
783 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
784 alla volta può mantenere un blocco esclusivo su un file.\\
785 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
786 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il blocco non è disponibile,
787 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
788 con un OR aritmetico dei valori.\\
791 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
792 \label{tab:file_lockf_type}
795 Qualora il blocco non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
796 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
797 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
798 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
799 affatto equivalente a \func{flock}).
803 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
804 \label{sec:file_mand_locking}
806 \itindbeg{mandatory~locking}
808 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
809 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
810 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
811 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
812 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
813 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
815 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
816 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
817 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
818 utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene eseguito un
819 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
820 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
821 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
822 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
823 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
824 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
825 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
826 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
827 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
828 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
831 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
832 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
833 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
834 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
835 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
836 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
837 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
838 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
839 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
840 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
841 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
842 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}), o con l'opzione
843 \code{-o mand} per il comando omonimo).
845 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
846 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
847 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
848 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
851 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
852 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
853 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
854 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
855 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
856 direttamente il \textit{file locking}.
858 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
859 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
860 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
861 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
864 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
865 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
866 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
867 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
868 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
870 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
871 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
872 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
873 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
874 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
875 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
876 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
877 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
878 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
880 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
881 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
882 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso
883 infatti, quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si
884 ha un accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia
885 impossibile eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
886 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
887 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
888 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
889 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
890 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
891 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
892 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
893 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
894 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
895 possibilità di modificare il file.
897 \itindend{file~locking}
899 \itindend{mandatory~locking}
902 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
903 \label{sec:file_multiplexing}
906 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
907 su molti file usando le funzioni illustrate in
908 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
909 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
910 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
911 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
912 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
916 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
917 \label{sec:file_noblocking}
919 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
920 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
921 che in certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi
922 indefinitamente.\footnote{si ricordi però che questo può accadere solo per le
923 pipe, i socket ed alcuni file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui
924 file normali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito.}
925 Ad esempio le operazioni di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati
926 disponibili sul descrittore su cui si sta operando.
928 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
929 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
930 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
931 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
932 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
933 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
934 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
935 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
936 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
937 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
938 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
939 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
941 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
942 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
943 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
944 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
945 di input/output eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano
946 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
947 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
948 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
949 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
950 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
951 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
952 che nella gran parte dei casi falliranno.
954 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
955 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
956 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
957 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
958 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
959 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
961 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
962 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
963 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
964 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
965 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
966 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
969 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
970 \label{sec:file_select}
972 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
973 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
974 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
975 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
976 \funcd{select}, il cui prototipo è:
978 \headdecl{sys/time.h}
979 \headdecl{sys/types.h}
981 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
982 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
984 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
987 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
988 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
989 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
991 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
993 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
994 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
995 o un valore non valido per \param{timeout}.
997 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
1001 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1002 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1003 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1004 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1007 \itindbeg{file~descriptor~set}
1009 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1010 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1011 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1012 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1013 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1014 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1015 opportune macro di preprocessore:
1017 \headdecl{sys/time.h}
1018 \headdecl{sys/types.h}
1020 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1021 Inizializza l'insieme (vuoto).
1023 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1024 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1026 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1027 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1029 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1030 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1033 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1034 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1035 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1036 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1037 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1038 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1039 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1040 1003.1-2001, è definito in \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1042 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1043 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1044 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1045 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1046 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1048 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1049 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1050 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1051 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1052 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1053 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1054 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1055 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1056 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1057 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1058 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1059 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1060 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1062 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1063 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1064 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1065 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1066 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1067 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1068 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1069 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1070 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1071 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1074 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1075 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1076 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1077 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1078 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1079 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1081 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1082 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1083 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1084 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1085 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1086 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1087 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1088 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1089 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1092 \itindend{file~descriptor~set}
1094 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1095 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1096 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1097 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1098 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1099 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1100 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1101 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1103 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1104 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1105 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1106 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1107 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1108 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1109 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1110 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1111 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1112 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1113 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1115 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1116 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1117 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1118 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1119 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1120 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1121 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1123 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1124 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1125 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1126 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1127 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1128 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1130 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1131 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1132 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1133 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1134 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1135 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1136 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1137 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1138 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1139 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1140 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1141 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1142 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1143 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1144 \begin{prototype}{sys/select.h}
1145 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1146 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1148 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1151 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1152 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1153 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1155 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1157 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1158 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1159 o un valore non valido per \param{timeout}.
1161 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1164 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1165 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1166 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1167 caso di interruzione.\footnote{in realtà la \textit{system call} di Linux
1168 aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1169 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1170 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX
1171 che richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre
1172 prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask} che è il puntatore ad una
1173 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali (si veda
1174 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1175 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1178 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1179 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1180 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1181 utilizzare il gestore per impostare una \index{variabili!globali} variabile
1182 globale e controllare questa nel corpo principale del programma; abbiamo visto
1183 in sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili
1184 \itindex{race~condition} \textit{race condition}, per cui diventa essenziale
1185 utilizzare \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima
1186 di eseguire il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative
1187 operazioni, onde evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il
1188 controllo, che andrebbe perso.
1190 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1191 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1192 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1193 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1194 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1195 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1196 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1197 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1198 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1200 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1201 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1202 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1203 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1204 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1205 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1206 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1207 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1208 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
1209 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1210 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1211 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1212 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1213 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
1214 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
1216 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1217 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1218 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1219 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1222 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1223 \label{sec:file_poll}
1225 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1226 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1227 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1228 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1229 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1231 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1232 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1234 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1237 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1238 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1239 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1241 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1243 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1244 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1245 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1247 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1250 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1251 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1252 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1253 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1254 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1255 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1256 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1257 \textsl{non-bloccante}).
1259 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1260 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1261 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1262 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1263 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1264 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1265 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1266 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1267 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1268 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1269 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1270 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1272 \begin{figure}[!htb]
1273 \footnotesize \centering
1274 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1275 \includestruct{listati/pollfd.h}
1278 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1279 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1280 \label{fig:file_pollfd}
1283 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1284 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1285 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1286 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1287 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1288 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1289 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1294 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1296 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1299 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1300 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1301 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1302 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1305 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1306 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1307 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1309 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1310 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1311 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1312 socket.\footnotemark\\
1313 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1315 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1318 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1319 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1320 \label{tab:file_pollfd_flags}
1323 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1324 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1325 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1326 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1327 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1328 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1330 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1331 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1332 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1333 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1334 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1335 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1336 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1337 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1338 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1339 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1340 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1342 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1343 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1344 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1345 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1346 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1347 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1348 file, definirla soltanto prima di includere \headfile{sys/poll.h} non è
1351 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1352 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1353 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1354 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1355 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1356 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1357 tramite \var{errno}.
1359 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1360 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1361 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1362 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1363 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1364 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1365 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1366 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1367 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1368 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1371 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1372 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1373 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1374 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1375 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1378 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1379 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1380 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1381 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1382 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1384 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1385 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1386 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1387 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1389 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1390 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1391 const sigset\_t *sigmask)}
1393 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1396 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1397 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1398 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1400 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1402 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1403 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1404 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1406 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1409 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1410 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1411 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1412 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1413 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1414 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1415 del seguente codice:
1416 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1418 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1419 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1420 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1421 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1422 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1423 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1424 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1425 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1426 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1430 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1431 \label{sec:file_epoll}
1435 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1436 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1437 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1438 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1439 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1440 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1441 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1442 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1443 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1445 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1446 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1447 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1448 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1449 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1450 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1451 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1452 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1453 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1454 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1455 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1457 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1458 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1459 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1460 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1461 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1462 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1463 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1464 presentano attività.
1466 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1467 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1468 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1469 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1470 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1471 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1472 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1473 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1474 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1475 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1476 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1477 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1480 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1481 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1482 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1483 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1484 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1485 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1486 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1487 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1488 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1490 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1491 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1492 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1493 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1494 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1495 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1496 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1497 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1498 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1499 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1500 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1502 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1503 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1504 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1505 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1506 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1507 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1508 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1509 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1510 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1511 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1514 \headdecl{sys/epoll.h}
1516 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1517 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1519 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1521 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1522 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1523 assumerà uno dei valori:
1525 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1526 positivo o non valido per \param{flags}.
1527 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1529 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1530 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1531 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1532 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1538 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1539 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1540 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1541 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1542 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1543 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1544 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1545 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1546 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1547 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1548 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1550 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1551 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1552 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1553 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1554 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1555 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1556 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1557 \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1558 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1560 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1561 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1562 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1563 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1564 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1565 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1567 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1569 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1570 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1572 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1574 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1575 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1576 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1577 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1578 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1579 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1580 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1581 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1582 l'operazione richiesta.
1583 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1584 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1585 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1586 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1591 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1592 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1593 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1594 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1595 delle operazioni cui fanno riferimento.
1600 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1602 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1605 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1606 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1607 controllati tramite \param{epfd}, in
1608 \param{event} devono essere specificate le
1609 modalità di osservazione.\\
1610 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1611 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1613 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1614 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1617 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1618 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1619 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1622 % aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE con il kernel 3.7, vedi
1623 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1625 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1626 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1627 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1628 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1629 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1630 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1632 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1633 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1634 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1635 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1636 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1637 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1638 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1639 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1640 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1643 \begin{figure}[!htb]
1644 \footnotesize \centering
1645 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1646 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1649 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1650 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1652 \label{fig:epoll_event}
1655 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1656 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1657 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1658 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1659 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1661 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1662 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1663 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1664 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1665 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1666 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1667 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1668 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1669 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1670 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1671 identificazione del file descriptor.
1676 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1678 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1681 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1682 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1683 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1684 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1685 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1686 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1687 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1689 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1690 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1691 disponibili in lettura (analogo di
1692 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1693 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1695 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1696 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1697 viene comunque riportata in uscita, e non è
1698 necessaria impostarla in ingresso.\\
1699 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1700 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1701 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1702 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1703 triggered} per il file descriptor associato.\\
1704 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1705 descriptor associato.\footnotemark\\
1708 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1709 \struct{epoll\_event}.}
1710 \label{tab:epoll_events}
1713 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1714 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1715 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1717 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1720 % TODO aggiunto EPOLLWAKEUP con il 3.5
1723 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1724 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1725 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1726 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1727 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1728 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1729 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1730 funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1731 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1732 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1733 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1736 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1738 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1739 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1740 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1741 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1742 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1743 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1744 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1746 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1747 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1748 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1749 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1750 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1752 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1753 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1754 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1755 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1756 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1757 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1758 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1759 logica \textit{edge triggered}.}
1761 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1762 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1763 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1764 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1765 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1766 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1767 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1768 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1770 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1771 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1772 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1773 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1774 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1777 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1779 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1780 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1781 assumerà uno dei valori:
1783 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1784 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1785 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1786 della scadenza di \param{timeout}.
1787 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1788 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1793 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1794 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1795 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1796 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1797 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1798 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1799 con l'argomento \param{maxevents}.
1801 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1802 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1803 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1804 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1805 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1806 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1809 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1810 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1811 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1812 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1813 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1814 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1815 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1816 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1817 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1819 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1820 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1821 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1822 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1823 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1824 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1825 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1826 luce delle modifiche.
1828 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1829 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1830 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1831 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1832 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1833 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1834 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1835 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1836 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1837 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1839 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1840 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1841 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1842 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1843 che consenta di reimpostare all'uscita una \index{maschera~dei~segnali}
1844 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1845 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}; in questo caso la
1846 funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata
1847 introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di
1848 \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1849 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1850 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1851 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1853 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1856 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1857 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1858 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1862 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1863 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1864 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1865 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1866 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1867 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1869 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1870 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1871 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1872 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1873 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1874 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1875 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1880 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1881 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1883 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1884 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1885 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1886 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1887 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1888 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1889 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1891 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1892 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1893 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1894 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1895 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1896 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1897 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1898 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1899 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1900 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1902 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1903 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1904 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1905 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1906 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1907 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1908 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1909 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1910 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1911 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte
1912 e devono essere riavviate.}
1914 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1915 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1916 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1917 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1918 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1919 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1920 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1921 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1922 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
1923 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1924 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1925 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1927 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1928 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
1929 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1930 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1931 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1932 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1933 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1935 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1936 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1937 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1938 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1939 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
1940 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
1941 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1942 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
1943 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
1945 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1946 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è
1947 l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono infatti due
1948 versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
1949 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1950 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
1951 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
1952 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
1953 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
1954 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
1955 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
1956 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1957 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1959 Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.
1961 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1962 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1965 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1966 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1967 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1968 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1969 descriptor di \func{signalfd}.
1970 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1971 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
1974 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
1978 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
1979 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
1980 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
1981 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
1982 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
1983 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
1984 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
1985 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
1986 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
1988 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
1989 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
1990 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
1991 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
1992 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
1993 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
1994 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
1995 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
1996 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
1998 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
1999 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2000 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2001 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
2002 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2003 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.} L'argomento deve essere
2004 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2005 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2010 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2012 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2015 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2016 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2017 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2018 chiusura automatica del file descriptor nella
2019 esecuzione di \func{exec}.\\
2022 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2023 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2024 \label{tab:signalfd_flags}
2027 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2028 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2029 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2030 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2031 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2032 installato in precedenza).\footnote{il blocco non ha invece nessun effetto sul
2033 file descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile
2034 pertanto ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.}
2035 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2036 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2037 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2038 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2039 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2041 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2042 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2043 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2044 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2045 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2047 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2048 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2049 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2050 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2051 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2052 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2053 soltanto una volta.\footnote{questo significa che tutti i file descriptor su
2054 cui è presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le
2055 funzioni di \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su
2056 uno di essi il segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non
2057 saranno più disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una
2058 ulteriore occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.}
2060 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2061 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2062 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2063 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2064 imposto con \func{sigprocmask}.
2066 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2067 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2068 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2069 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2070 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2071 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2072 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2073 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2074 pendenti attraverso una \func{exec}.
2076 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2077 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2078 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2079 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2080 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2081 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2082 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2083 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2085 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2086 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2087 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2088 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2089 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2090 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2091 successivo con \func{fcntl}.
2093 \begin{figure}[!htb]
2094 \footnotesize \centering
2095 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2096 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2099 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2100 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2101 \label{fig:signalfd_siginfo}
2104 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2105 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2106 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2107 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2108 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2109 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2110 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2111 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2112 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2114 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2115 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2116 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2117 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2118 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2119 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2120 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2121 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2123 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2124 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2125 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2126 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2127 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2128 \texttt{FifoReporter.c}).
2130 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2131 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2132 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2133 (\texttt{\small 12--16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2134 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2135 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2138 \begin{figure}[!htbp]
2139 \footnotesize \centering
2140 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2141 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2144 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2145 \file{FifoReporter.c}.}
2146 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2149 Il primo passo (\texttt{\small 19--20}) è la crezione di un file descriptor
2150 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2151 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2152 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2153 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2154 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22--25})
2155 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2156 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2157 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28--29}) di
2158 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2159 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30--33}) dovrà essere aggiunto con
2160 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2162 Occorrerà infine (\texttt{\small 35--38}) creare la \textit{named fifo} se
2163 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39--40}); una
2164 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2165 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2166 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2169 \begin{figure}[!htbp]
2170 \footnotesize \centering
2171 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2172 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2175 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2176 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2179 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2180 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2--45}) che si è riportato in
2181 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2182 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2183 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2--3}) la presenza di un file
2184 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait},\footnote{si ricordi che
2185 entrambi i file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in
2186 osservazioni per eventi di tipo \const{EPOLLIN}.} che si bloccherà fintanto
2187 che non siano stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un
2188 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2189 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2190 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2191 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2194 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2195 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2196 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5--44}) sul numero
2197 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2198 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2199 del file descriptor riconosciuto come pronto.\footnote{controllando cioè a
2200 quale dei due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2201 \var{events[i].data.fd}.}
2203 Il primo condizionale (\texttt{\small 6--24}) è relativo al caso che si sia
2204 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2205 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2206 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2207 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2208 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8--24}) che prosegue fintanto che vi
2209 siano dati da leggere.
2211 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9--14}) se il valore di
2212 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2213 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2214 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2215 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati.\footnote{si ricordi come
2216 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2217 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2218 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non
2219 vi saranno più dati da leggere.}
2221 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2222 (\texttt{\small 19--20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2223 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf}\footnote{per la
2224 stampa si è usato il vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale
2225 corrisponde il nome del segnale avente il numero corrispondente, la cui
2226 definizione si è omessa dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init}
2227 per brevità.} ed il \textit{pid} del processo da cui lo ha ricevuto; inoltre
2228 (\texttt{\small 21--24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2229 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2230 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2233 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26--39}) è invece relativo al caso in
2234 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2235 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2236 letture in un ciclo (\texttt{\small 28--39}) ripetendole fin tanto che la
2237 funzione \func{read} non resituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2238 (\texttt{\small 29--35}).\footnote{il procedimento è lo stesso adottato per il
2239 file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso
2240 di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si
2241 stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.} Se invece vi
2242 sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small 36}) una
2243 terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto (\texttt{\small
2244 37--38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2245 (\texttt{\small 40--44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2246 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2247 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2249 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2250 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2251 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2253 piccardi@hain:~/gapil/sources$ ./a.out
2254 FifoReporter starting, pid 4568
2257 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2259 root@hain:~# echo prova > /tmp/reporter.fifo
2267 mentre inviando un segnale:
2269 root@hain:~# kill 4568
2277 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2284 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2293 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2294 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2295 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2296 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2297 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2298 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2299 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2300 timer.\footnote{in realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd}
2301 per ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia
2302 semplifica notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola
2303 \textit{system call}.}
2305 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2306 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2307 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2308 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2309 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2310 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2311 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2312 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2313 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione prevista, quella che
2314 consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui prototipo è:
2315 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2316 {int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2318 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2320 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2321 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2324 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2325 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2326 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2327 precedenti il 2.6.27.
2328 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2329 descriptor di \func{signalfd}.
2330 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2331 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
2334 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2338 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2339 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2340 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2341 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2342 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2343 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2344 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2345 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2346 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2347 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2348 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2353 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2355 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2358 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2359 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2360 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2361 chiusura automatica del file descriptor nella
2362 esecuzione di \func{exec}.\\
2365 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2366 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2368 \label{tab:timerfd_flags}
2371 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2372 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2373 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2374 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec},\footnote{a
2375 meno che non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2376 \const{TFD\_CLOEXEC}.} e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2377 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2378 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2379 timer impostati con le funzioni ordinarie.\footnote{si ricordi infatti che,
2380 come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali
2381 pendenti nel padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.}
2383 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2384 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2385 periodicità di ripetizione, per farlo si usa la funzione omologa di
2386 \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2387 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2388 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2389 {int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2390 const struct itimerspec *new\_value,
2391 struct itimerspec *old\_value)}
2393 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2395 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2396 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2399 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2401 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2402 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2403 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2404 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2410 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2411 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2412 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2413 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2414 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2415 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2417 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2418 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2419 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2420 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2421 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2422 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2423 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2424 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2425 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2426 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2427 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2429 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2430 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2431 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2432 {int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2434 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2436 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2437 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2440 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2442 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2443 con \func{timerfd\_create}.
2444 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2453 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2454 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2456 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2457 dalla ultima impostazione
2460 usato per leggere le notifiche delle scadenze dei timer. Queste possono essere
2461 ottenute leggendo in maniera ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2466 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2467 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2468 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2469 % http://lwn.net/Articles/245533/
2470 % http://lwn.net/Articles/267331/
2473 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2474 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2476 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2477 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2478 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2479 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2480 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2481 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2482 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2483 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2484 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2485 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2486 operazioni di I/O volute.
2489 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2490 \label{sec:signal_driven_io}
2492 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2494 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2495 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2496 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2497 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2498 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2499 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2500 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2501 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2502 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2503 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2504 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2505 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2508 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2509 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2510 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2511 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2512 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2513 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2514 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2515 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2516 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2517 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2518 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2521 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2523 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2524 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2525 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2526 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2527 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2528 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2529 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2530 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2531 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2532 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2535 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2536 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2537 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2538 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2539 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2540 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2541 verrebbero notificati una volta sola.
2543 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2544 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2545 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2546 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2547 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2548 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2549 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2551 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2552 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2553 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2554 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2555 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2556 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2557 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2558 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2559 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2561 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2562 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2563 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2564 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2565 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2566 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2567 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2570 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2571 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2572 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2573 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2574 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2575 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2576 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2577 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2578 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2579 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2581 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2583 \itindend{signal~driven~I/O}
2587 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2588 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2590 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2591 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2592 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2593 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2594 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2595 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2596 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2597 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2598 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2599 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2600 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2601 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2602 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2605 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2606 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2607 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2608 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2609 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2610 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2611 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2612 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2613 nessuna funzionalità di notifica.
2615 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2616 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2617 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2618 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2619 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2620 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2621 \itindex{polling} \textit{polling}.
2623 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2624 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2625 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2626 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2627 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2628 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2629 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2631 \itindbeg{file~lease}
2633 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2634 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2635 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2636 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2637 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2639 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2640 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2641 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2642 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2643 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2644 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2645 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2646 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2647 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2648 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2650 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2651 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2652 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2653 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2654 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2655 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2657 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2658 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2659 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2660 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2661 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2662 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2663 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2664 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2669 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2671 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2674 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2675 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2676 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2679 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2680 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2681 \const{F\_GETLEASE}.}
2682 \label{tab:file_lease_fctnl}
2685 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2686 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2687 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2688 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2689 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2690 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2692 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2693 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2694 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2695 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2696 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2697 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2698 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2699 \textit{lease} su qualunque file.
2701 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2702 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2703 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2704 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2705 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2706 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2707 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2708 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2709 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2710 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2711 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2712 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2713 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2714 operazioni di lettura e scrittura.
2716 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2717 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2718 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2719 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2720 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2721 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2722 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2723 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2724 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2725 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2728 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2729 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2730 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2731 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2732 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2733 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2734 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2735 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2736 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2738 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2739 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2740 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2741 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2742 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2743 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2744 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2745 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2746 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2750 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2751 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2752 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2753 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2754 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2755 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2756 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2757 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2758 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2759 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2760 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2761 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2762 \struct{siginfo\_t}.
2764 \itindend{file~lease}
2769 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2771 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2774 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2775 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2776 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2777 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2778 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2779 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2780 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2781 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2782 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2784 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2785 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2786 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2787 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2788 directory (con \func{rename}).\\
2789 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2790 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2792 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2796 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2797 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2798 \label{tab:file_notify}
2801 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2802 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2803 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2804 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2805 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2806 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2807 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2809 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2810 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2811 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2812 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2813 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2814 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2815 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2816 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2817 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2818 specificare un valore nullo.
2822 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2823 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2824 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2825 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2826 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2827 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2828 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2830 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2831 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2832 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2833 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2834 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2835 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2836 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2837 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2838 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2842 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2843 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2844 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2845 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2846 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2847 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2848 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2849 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2850 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2852 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2853 {int inotify\_init(void)}
2855 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2857 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2858 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2860 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2861 \textit{inotify} consentite all'utente.
2862 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2864 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2870 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2871 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2872 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2873 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2874 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2875 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2876 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2877 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2878 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2879 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2880 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2881 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2882 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2883 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2884 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2886 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2887 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2888 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2889 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2890 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
2891 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
2892 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
2893 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
2894 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
2895 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
2896 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
2897 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
2898 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
2900 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2901 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2902 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2903 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2904 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2905 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2906 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2907 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2908 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2910 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2912 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2913 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2915 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2916 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2917 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2918 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2919 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2921 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2924 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2925 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2926 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2927 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2928 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2929 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2930 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2931 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2932 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2933 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2934 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2935 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2936 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2937 un solo file descriptor.
2939 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2940 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2941 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2942 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2943 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2944 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2945 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2946 flag della prima parte.
2951 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2953 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2956 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2958 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2959 dell'inode (o sugli attributi
2961 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2962 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2964 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2966 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2967 directory in una directory sotto
2969 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2970 directory in una directory sotto
2972 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2973 directory) sotto osservazione.\\
2974 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2975 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2976 directory) sotto osservazione.\\
2977 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2978 directory sotto osservazione.\\
2979 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2980 directory sotto osservazione.\\
2981 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2983 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2984 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2985 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2986 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2987 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2988 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2989 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2993 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2994 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2995 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2996 \label{tab:inotify_event_watch}
2999 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3000 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3001 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3002 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3003 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3004 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3005 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3006 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3007 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3012 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3014 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3017 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3019 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3020 nell'argomento \param{mask}, invece di
3022 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3023 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3025 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3026 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3027 quelli per i file che contiene.\\
3030 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3031 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3032 modalità di osservazione.}
3033 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3036 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3037 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3038 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3039 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3040 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3042 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3043 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3044 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3045 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3046 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3047 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3048 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3049 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3050 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3052 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3053 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3054 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3055 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3056 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3057 sarà più notificato.
3059 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3060 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3061 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3062 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3063 la eventuale rimozione dello stesso.
3065 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3066 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3068 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3069 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3071 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3073 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3074 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3076 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3078 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3079 non è associato ad una coda di notifica.
3084 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3085 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3086 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3087 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3088 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3089 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3090 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3091 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3092 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3093 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3094 \func{inotify\_rm\_watch}.
3096 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3097 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3098 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3099 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3100 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3101 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3102 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3103 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3105 \begin{figure}[!htb]
3106 \footnotesize \centering
3107 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3108 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3111 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3112 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3113 \label{fig:inotify_event}
3116 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3117 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3118 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3119 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3120 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3121 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3122 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3123 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3124 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3125 il numero di file che sono cambiati.
3127 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3128 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3129 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3130 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3131 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3132 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3133 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3134 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3135 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3136 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3137 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3142 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3144 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3147 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3148 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3149 che in maniera implicita per la rimozione
3150 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3151 filesystem su cui questo si trova.\\
3152 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3153 (consente così di distinguere, quando si pone
3154 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3155 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3157 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3158 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3159 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3160 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3161 osservazione è stato smontato.\\
3164 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3165 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3166 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3169 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3170 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3171 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3172 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3173 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3174 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3176 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3177 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3178 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3179 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3180 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3182 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3183 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3184 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3185 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3186 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3187 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3188 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3189 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3190 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3191 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3192 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3193 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3195 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3196 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3197 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3198 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3199 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3200 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3202 \begin{figure}[!htbp]
3203 \footnotesize \centering
3204 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3205 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3208 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3209 \label{fig:inotify_monitor_example}
3212 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3213 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
3214 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3215 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3216 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3217 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3220 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
3221 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3222 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3223 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3224 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3225 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3226 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3227 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3228 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3229 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3231 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3232 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3233 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3234 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3235 si saranno verificati eventi.
3237 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3238 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3239 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3240 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3241 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3242 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3243 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
3244 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
3245 interruzione della \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si
3248 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3249 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3250 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3251 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3252 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3253 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3254 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3255 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3256 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3257 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3258 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3259 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3261 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3262 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
3263 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3264 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3265 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3266 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3267 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3268 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3269 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3270 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3271 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3272 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3273 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3274 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3276 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3277 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3280 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
3282 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3285 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3289 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3290 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3291 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3292 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3293 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3294 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3295 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3296 tale evenienza non si verificherà mai.
3298 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3299 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3300 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3301 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3302 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3303 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3304 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3305 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3306 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3307 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3308 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3309 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3310 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3311 chiamata di \func{read}.
3313 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3314 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3315 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3316 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3317 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3318 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3319 raggruppati in un solo evento.
3323 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3324 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3327 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3328 \label{sec:file_asyncronous_io}
3330 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3331 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3334 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3335 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3336 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3337 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3338 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3339 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3340 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3342 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3343 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3344 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente),
3345 essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor
3346 per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.
3347 Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono
3348 vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3349 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3352 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3353 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3354 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3355 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3356 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3357 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3358 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3361 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3362 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3363 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3364 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3365 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3366 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3367 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3369 \begin{figure}[!htb]
3370 \footnotesize \centering
3371 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3372 \includestruct{listati/aiocb.h}
3375 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3377 \label{fig:file_aiocb}
3380 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3381 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3382 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3383 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3384 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3385 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3386 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3387 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3388 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3389 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3390 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3391 del blocco di dati da trasferire.
3393 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3394 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3395 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3396 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3397 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3398 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3399 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3400 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3401 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3402 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3403 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3405 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3406 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3407 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3408 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3409 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3411 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3412 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3413 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3414 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3418 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3419 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3421 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3422 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3425 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3426 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3428 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3429 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3430 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3431 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3432 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3437 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3438 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3439 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3440 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3441 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3442 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3443 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3444 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3447 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3448 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3449 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3450 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3451 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3452 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3453 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3454 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3455 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3457 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3458 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3459 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3460 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3461 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3462 errore; il suo prototipo è:
3463 \begin{prototype}{aio.h}
3464 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3466 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3469 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3470 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3474 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3475 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3476 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3477 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3478 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3479 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3480 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3481 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3482 \func{write} e \func{fsync}.
3484 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3485 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3486 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3487 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3489 \begin{prototype}{aio.h}
3490 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3492 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3495 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3499 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3500 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3501 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3502 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3503 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3505 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3506 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3507 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare
3508 sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di
3509 I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3512 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3513 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3514 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3515 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3517 \begin{prototype}{aio.h}
3518 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3520 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3522 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3523 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3524 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3527 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3528 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3529 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3530 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3531 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3532 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3533 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3534 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3536 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3537 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3538 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3539 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3540 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3542 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3543 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3544 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3545 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3547 \begin{prototype}{aio.h}
3548 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3550 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3553 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3554 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3555 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3559 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3560 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3561 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3562 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3563 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3564 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3565 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3566 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3567 \headfile{aio.h}) sono tre:
3568 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3569 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3570 cancellazione sono state già completate,
3572 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3575 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3576 corso e non sono state cancellate.
3579 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3580 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3581 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3582 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3583 del loro avvenuto completamento.
3585 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3586 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3587 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3588 specifica operazione; il suo prototipo è:
3589 \begin{prototype}{aio.h}
3590 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3593 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3594 operazioni specificate da \param{list}.
3596 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3597 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3600 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3602 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3603 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3608 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3609 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3610 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3611 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3612 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3613 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3614 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3615 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3616 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3618 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3619 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3620 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3621 \begin{prototype}{aio.h}
3622 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3625 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3626 secondo la modalità \param{mode}.
3628 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3629 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3631 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3633 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3634 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3635 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3636 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3637 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3642 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3643 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3644 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3645 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3646 che può prendere i valori:
3647 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3648 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3649 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3650 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3652 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3653 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3654 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3655 quelle non completate.
3657 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3658 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3659 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3660 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3661 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3662 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3663 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3666 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3667 \label{sec:file_advanced_io}
3669 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3670 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3671 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3672 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3673 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3674 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3678 \subsection{File mappati in memoria}
3679 \label{sec:file_memory_map}
3681 \itindbeg{memory~mapping}
3682 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3683 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3684 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3685 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3686 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3687 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3691 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3692 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3693 mappatura in memoria di un file.}
3694 \label{fig:file_mmap_layout}
3697 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3698 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3699 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3700 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3701 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3702 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3703 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3704 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3705 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3706 \textsl{memoria mappata su file}.
3708 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3709 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3710 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3711 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3712 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3713 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3716 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3717 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3718 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3719 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3720 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3721 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3724 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3725 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3726 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3727 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3728 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3730 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3731 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3732 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3737 \headdecl{sys/mman.h}
3739 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3742 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3744 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3745 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3746 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3748 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3749 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3750 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3751 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3752 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3753 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3754 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3755 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3756 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3757 dimensione delle pagine).
3758 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3759 \param{fd} è aperto in scrittura.
3760 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3761 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3762 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3763 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3764 numero di mappature possibili.
3765 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3767 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3768 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3769 l'opzione \texttt{noexec}.
3770 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3771 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3776 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3777 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3778 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3779 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3784 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3786 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3789 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3790 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3791 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3792 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3795 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3796 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3797 \label{tab:file_mmap_prot}
3800 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3801 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3802 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3803 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3804 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3805 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3806 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3807 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3808 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3809 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3810 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3811 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3813 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3814 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3815 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3816 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3817 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3818 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3823 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3825 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3828 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3829 da \param{start}, se questo non può essere usato
3830 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3831 valore di \param{start} deve essere allineato
3832 alle dimensioni di una pagina.\\
3833 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3834 riportati sul file e saranno immediatamente
3835 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3836 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3837 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3838 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3839 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3840 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3841 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3842 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3843 privata cui solo il processo chiamante ha
3844 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3845 il meccanismo del \textit{copy on
3846 write} \itindex{copy~on~write} e
3847 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3848 specificato se i cambiamenti sul file originale
3849 vengano riportati sulla regione
3850 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3851 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3852 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3853 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3854 scrittura sul file dovevano fallire con
3855 \errcode{ETXTBSY}).\\
3856 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3857 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3858 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3859 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3861 modifiche fatte alla regione mappata, in
3862 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3863 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3864 un \signal{SIGSEGV}.\\
3865 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3867 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3868 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3869 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3870 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3871 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3872 ignorati.\footnotemark\\
3873 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3874 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3875 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3876 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3877 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3878 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3879 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3880 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3881 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3882 necessarie alla mappatura.\\
3883 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3884 non causa I/O.\footnotemark\\
3885 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3886 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3888 % \const{MAP\_HUGETLB}& da trattare.\\
3889 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
3890 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
3894 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3895 \label{tab:file_mmap_flag}
3898 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3901 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3902 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3903 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3904 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3906 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3907 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3908 parleremo più avanti.}
3910 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3911 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3912 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3913 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3914 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3915 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
3916 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3919 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3920 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3921 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3922 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3923 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3924 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3925 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3926 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3928 \begin{figure}[!htb]
3930 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3931 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3932 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3933 \label{fig:file_mmap_boundary}
3936 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3937 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3938 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3939 bordo della pagina successiva.
3941 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3942 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
3943 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3944 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3945 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3948 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3949 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3950 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3951 quella della mappatura in memoria.
3953 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3954 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3955 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3956 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
3957 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3959 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3960 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3961 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3962 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3963 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3964 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3965 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3966 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3967 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3968 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3972 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3973 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3974 alla lunghezza richiesta.}
3975 \label{fig:file_mmap_exceed}
3978 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3979 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3980 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3981 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3982 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3983 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3984 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3985 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3988 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3989 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3990 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3991 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3992 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3993 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3994 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3995 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3996 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3998 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3999 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
4000 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
4001 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
4002 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
4003 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
4004 sistema della memoria virtuale.
4006 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
4007 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4008 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4009 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4010 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4012 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4013 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4014 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4015 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4016 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4017 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4020 \headdecl{sys/mman.h}
4022 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4024 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4026 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4027 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4029 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4030 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4032 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4033 precedentemente mappata.
4038 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4039 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4040 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4041 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4042 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4043 del file aggiornato.
4049 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4051 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4054 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4055 quando questa è stata completata.\\
4056 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4057 non attendendo che questa sia finita.\\
4058 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4059 in memoria così da rendere necessaria una
4060 rilettura immediata delle stesse.\\
4063 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4064 \label{tab:file_mmap_msync}
4067 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4068 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4069 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4070 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4071 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4072 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4073 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4074 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4075 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4077 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4078 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4081 \headdecl{sys/mman.h}
4083 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4085 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4087 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4088 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4090 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4091 precedentemente mappata.
4096 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4097 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4098 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4099 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4100 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4101 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4102 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4103 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4104 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4106 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4107 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4108 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4109 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4110 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4112 % \headdecl{unistd.h}
4113 \headdecl{sys/mman.h}
4115 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4117 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4120 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4121 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4123 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4124 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4125 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4126 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4127 ha solo accesso in lettura.
4128 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4129 % necessarie all'interno del kernel.
4130 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4133 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4138 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4139 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4140 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4141 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4142 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4143 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4145 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4146 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4147 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4148 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4151 \headdecl{sys/mman.h}
4153 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4154 new\_size, unsigned long flags)}
4156 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4158 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4159 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4160 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4163 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4165 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4166 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4167 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4168 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4169 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4170 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4171 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4177 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4178 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4179 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4180 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4181 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4182 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4183 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4184 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4185 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4186 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4187 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4188 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4190 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4191 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4192 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4193 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4194 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4195 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4196 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4198 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4199 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4200 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4201 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4202 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4203 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4205 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4206 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4207 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4208 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4209 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4210 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4211 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4212 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4213 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4214 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4215 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4217 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4218 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4219 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4220 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4221 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4222 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4223 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4224 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4225 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4226 \textit{memory mapping}.
4228 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4229 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4230 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4231 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4232 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4233 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4234 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4235 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4237 \headdecl{sys/mman.h}
4239 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4240 ssize\_t pgoff, int flags)}
4242 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4244 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4245 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4247 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4248 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4249 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4254 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4255 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4256 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4257 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4258 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4259 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4262 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4263 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4264 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4265 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4266 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4267 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4268 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4269 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4271 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4272 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4273 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4274 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4275 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4276 \textit{memory mapping}.
4278 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4279 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4280 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4281 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4282 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4283 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4284 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4285 interessate dal \textit{memory mapping}.
4287 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4288 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4289 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4290 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4291 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4292 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4293 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4294 \const{MAP\_POPULATE}.
4296 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4297 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4298 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4299 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4300 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4301 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4302 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4304 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4305 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4306 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4307 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4308 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4309 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4311 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4312 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4313 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4314 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4315 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4316 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4318 \headdecl{sys/mman.h}
4320 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4322 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4324 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4325 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4327 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4328 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4329 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4330 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4331 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4332 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4333 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4334 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4335 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4336 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4339 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4343 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4344 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4345 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4346 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4347 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4348 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4349 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4350 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4351 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4352 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4353 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4354 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4359 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4361 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4364 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4365 di default usato quando non si è chiamato
4367 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4368 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4369 anticipata con il meccanismo del
4370 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4371 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4372 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4373 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4374 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4375 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4376 scartare immediatamente le pagine una volta che
4377 queste siano state lette.\\
4378 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4379 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4380 deve essere incentivata.\\
4381 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4382 futuro, pertanto le pagine possono essere
4383 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4384 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4385 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4386 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4388 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4389 relativo supporto sottostante; è supportato
4390 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4391 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4392 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4393 ereditato dal processo figlio dopo una
4394 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4395 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4396 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4397 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4398 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4399 causare problemi per l'hardware che esegue
4400 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4401 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4402 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4403 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4404 principalmente ad uso dei sistemi di
4405 virtualizzazione).\footnotemark\\
4408 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4409 \label{tab:madvise_advice_values}
4412 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4415 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4416 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4417 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4418 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4419 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4420 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4421 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4422 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4423 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4424 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4426 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4427 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4428 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4429 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4430 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4431 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4432 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4433 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4434 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4436 \itindend{memory~mapping}
4439 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4440 \label{sec:file_multiple_io}
4442 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4443 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4444 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4445 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4446 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4447 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4448 contare sulla atomicità delle operazioni.
4450 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4451 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4452 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4453 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4454 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4455 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4456 relativi prototipi sono:
4458 \headdecl{sys/uio.h}
4460 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4461 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4463 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4465 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4466 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4467 assumerà uno dei valori:
4469 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4470 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4471 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4472 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4473 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4474 non ci sono dati in lettura.
4475 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4477 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4478 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4479 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4480 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4483 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4484 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4485 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4486 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4487 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4489 \begin{figure}[!htb]
4490 \footnotesize \centering
4491 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4492 \includestruct{listati/iovec.h}
4495 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4497 \label{fig:file_iovec}
4500 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4501 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4502 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4503 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4504 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4505 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4506 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4507 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4508 specificati nel vettore \param{vector}.
4510 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4511 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4512 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4513 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4514 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4515 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4516 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4517 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4519 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4520 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4521 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4522 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4523 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4524 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4525 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4527 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4528 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4529 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4530 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4531 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4532 corrispondenti a quanto aspettato.
4534 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4535 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4536 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4537 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4538 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4539 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4540 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4541 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4542 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4543 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4544 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4545 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4546 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4548 \headdecl{sys/uio.h}
4550 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4552 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4555 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4558 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4559 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4560 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4561 per \var{errno} anche i valori:
4563 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4564 usato come \type{off\_t}.
4565 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4570 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4571 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4572 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4573 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4574 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4575 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4577 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4578 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4579 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4580 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4581 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4582 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4586 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4588 \label{sec:file_sendfile_splice}
4590 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4591 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4592 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4593 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4595 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4596 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4597 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4598 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4599 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4600 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4601 questo tipo di situazioni.
4603 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4604 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4605 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4606 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4607 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4608 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4609 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4610 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4611 di \funcd{sendfile} è:
4613 \headdecl{sys/sendfile.h}
4615 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4618 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4620 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4621 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4624 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4625 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4626 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4627 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4629 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4630 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4633 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4637 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4638 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4639 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4640 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4641 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4644 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4645 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4646 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4647 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4648 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4649 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4650 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4651 letti da \param{in\_fd}.
4653 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4654 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4655 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4656 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4657 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4658 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4659 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4660 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4661 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4662 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4663 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4664 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4665 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4666 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4667 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4669 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4670 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4671 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4672 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4673 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4674 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4675 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4676 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4677 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4678 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4679 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4680 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4681 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4682 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4683 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4684 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4686 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4687 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4688 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4689 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4690 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4691 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4692 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4694 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4695 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4696 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4697 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4698 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4699 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4700 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4701 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4702 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4703 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4704 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4705 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4706 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4707 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4708 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4709 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4710 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4711 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4712 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4714 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4715 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4716 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4717 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4718 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4719 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4720 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4721 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4722 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4723 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4724 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4725 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4726 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4727 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4728 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4729 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4732 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4733 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4734 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4735 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4736 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4737 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4738 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4739 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4740 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4741 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4742 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4747 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4748 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4750 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4752 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4753 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4756 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4757 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4758 aperti in lettura o scrittura.
4759 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4760 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4761 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4762 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4764 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4766 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4767 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4772 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4773 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4774 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4775 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4776 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4777 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4778 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4779 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4781 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4782 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4783 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4784 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4785 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4786 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4787 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4788 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4789 il suddetto file in modalità non bloccante).
4791 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4792 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4793 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4794 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4795 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4796 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4797 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4798 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4799 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4800 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4801 specificato come valore non nullo.
4803 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4804 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4805 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4806 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4807 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4808 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4809 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4814 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4816 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4819 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4820 di memoria contenenti i dati invece di
4821 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4823 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4824 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4825 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4826 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4827 questo significa che la funzione potrà
4828 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4829 file descriptor (a meno che anch'essi non
4830 siano stati aperti in modalità non
4832 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4833 ulteriori dati in una \func{splice}
4834 successiva, questo è un suggerimento utile
4835 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4836 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4837 solo da \func{splice}, potrà essere
4838 implementato in futuro anche per
4839 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4840 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4841 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4842 se impostato una seguente \func{splice} che
4843 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4844 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4845 essere copiate; per usare questa opzione i
4846 dati dovranno essere opportunamente allineati
4847 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4848 memoria. Viene usato soltanto da
4852 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4853 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4855 \label{tab:splice_flag}
4858 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4859 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4860 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4861 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4862 saranno comunque copiate.}
4864 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4865 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4866 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4867 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4868 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4870 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4871 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4874 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4875 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4876 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4877 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4878 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4879 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4880 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4882 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4883 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4884 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4885 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4886 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4890 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4891 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4892 \label{fig:splicecp_data_flux}
4895 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4896 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4897 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4898 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4899 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4901 \begin{figure}[!htbp]
4902 \footnotesize \centering
4903 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
4904 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4907 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4909 \label{fig:splice_example}
4912 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4913 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4914 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4915 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4916 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4917 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4918 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4919 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4921 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4922 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4923 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4924 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4925 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4926 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4927 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4928 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4929 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4930 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4931 (\texttt{\small 41--43}).
4933 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4934 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4935 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4936 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4937 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4938 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4939 del file di destinazione.
4941 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4942 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4943 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4944 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4945 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4946 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4947 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4948 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4949 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4950 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4951 presenti sul buffer.
4953 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4954 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4955 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4956 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4957 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4959 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4960 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4961 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4962 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4963 genere di migliorare le prestazioni.
4965 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4966 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4967 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4968 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4969 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4970 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4972 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4973 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4974 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
4978 \headdecl{sys/uio.h}
4980 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4981 nr\_segs, unsigned int flags)}
4983 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4985 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4986 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4989 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4990 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4991 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4992 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4993 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4999 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5000 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5001 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5002 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5003 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5004 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5005 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5006 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5007 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5008 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5009 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5010 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5012 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5013 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5014 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5015 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5016 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5017 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5018 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5019 eseguire una copia dei dati che contengono.
5021 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5022 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5023 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5024 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5025 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5026 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5030 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5033 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5035 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5036 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5039 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5040 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5041 stessa \textit{pipe}.
5042 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5048 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5049 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5050 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5051 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5052 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5053 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5054 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5055 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5056 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5057 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5058 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5059 funzione non bloccante.
5061 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5062 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5063 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5064 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5065 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5066 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5067 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5068 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5069 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5070 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5071 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5072 allegati alla guida.
5074 \begin{figure}[!htbp]
5075 \footnotesize \centering
5076 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5077 \includecodesample{listati/tee.c}
5080 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5081 standard input sullo standard output e su un file.}
5082 \label{fig:tee_example}
5085 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
5086 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5087 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
5088 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
5089 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5091 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
5092 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5093 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5094 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5095 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5096 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5097 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5098 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
5099 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
5101 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5102 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5103 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
5104 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5105 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5106 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5107 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5109 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5110 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5111 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5112 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5113 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5114 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5115 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5116 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5117 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5118 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5119 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5120 copiati i puntatori.
5122 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5125 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5126 \label{sec:file_fadvise}
5128 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5129 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5130 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5131 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5132 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5133 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5135 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5136 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5137 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5138 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5139 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5140 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5141 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5144 \itindbeg{read-ahead}
5146 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5147 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5148 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5149 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5150 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5151 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5152 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5156 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5158 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5160 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5161 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5163 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5164 valido o non è aperto in lettura.
5165 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5166 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5171 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5172 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5173 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5174 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5175 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5176 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5177 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5179 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5180 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5181 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5182 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5183 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5184 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5185 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5186 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5187 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5189 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5190 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5191 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5192 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5193 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5194 nelle operazioni successive.
5196 \itindend{read-ahead}
5198 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5199 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5200 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5201 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5202 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5203 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5204 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5205 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5206 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5207 valore di almeno 600, è:
5211 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5213 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5215 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5216 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5218 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5220 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5221 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5222 (come una pipe o un socket).
5223 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5224 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5229 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5230 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5231 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5232 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5233 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5234 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5235 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5236 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5237 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5238 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5239 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5240 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5241 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5242 che utilizza semplicemente l'informazione.
5247 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5249 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5252 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5253 riguardo le modalità di accesso, il
5254 comportamento sarà identico a quello che si
5255 avrebbe senza nessun avviso.\\
5256 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5257 accedere ai dati specificati in maniera
5258 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5260 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5261 completamente causale.\\
5262 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5263 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5264 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5267 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5268 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5270 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5273 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5274 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5275 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5276 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5277 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5278 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5279 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5280 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5281 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5282 riportarsi al comportamento di default.
5284 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5285 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5286 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5287 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5288 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5289 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5290 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5291 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5292 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5294 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5295 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5296 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5297 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5298 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5299 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5300 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5301 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5303 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5304 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5305 specifica per le operazioni di scrittura,
5306 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5307 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5308 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5309 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5314 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5316 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5318 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5319 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5320 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5322 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5323 valido o non è aperto in scrittura.
5324 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5326 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5327 la dimensione massima consentita per un file.
5328 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5330 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5332 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5337 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5338 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5339 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5340 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5341 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5342 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5343 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5344 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5346 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5347 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5348 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5349 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5350 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5351 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5352 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5353 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5354 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5355 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5356 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5357 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5358 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5360 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5361 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5362 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5363 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5364 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5365 diventa effettivamente disponibile.
5367 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5368 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5369 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5370 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5371 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5372 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5373 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5374 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5375 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5376 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5378 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5379 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5380 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5381 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5382 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5383 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5384 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5386 \headdecl{linux/fcntl.h}
5388 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5390 Prealloca dello spazio disco per un file.
5392 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5393 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5395 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5396 valido aperto in scrittura.
5397 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5398 dimensioni massime di un file.
5399 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5400 minore o uguale a zero.
5401 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5403 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5404 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5405 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5406 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5407 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5409 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5413 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5414 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5415 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5416 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5417 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5418 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5419 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5420 dimensione corrente.
5422 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5423 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5424 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5425 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5428 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5429 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5431 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5432 % http://lwn.net/Articles/432757/
5435 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD
5436 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5437 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5438 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5439 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5440 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5441 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5442 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5443 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5444 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5445 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5446 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5447 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5448 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5449 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5450 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5451 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5452 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5453 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5454 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5455 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5456 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5457 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5458 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5459 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5460 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5461 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5462 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5463 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new
5464 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5465 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5466 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5467 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
5468 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5469 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5470 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5471 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
5472 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5473 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5474 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5475 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5476 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5477 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5478 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5479 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5480 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5481 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5482 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5483 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5484 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5485 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5486 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5487 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5488 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval
5489 % LocalWords: ABSTIME gettime
5492 %%% Local Variables:
5494 %%% TeX-master: "gapil"