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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \index{file!locking|(}
29 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
30 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
31 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
32 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
33 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
34 in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella 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,\footnote{in realtà con Linux questo avviene
98 solo 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
154 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
156 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
158 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
159 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
161 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
162 specificato \const{LOCK\_NB}.
167 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
168 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
169 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
170 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
171 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
176 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
178 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
181 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
182 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
183 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
184 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
185 richiesta di un \textit{file lock}.\\
188 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
189 \label{tab:file_flock_operation}
192 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
193 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
194 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
195 bloccherà qualora il \textit{file lock} non possa essere acquisito, ma
196 ritornerà subito con un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un
197 \textit{file lock} si dovrà invece usare \const{LOCK\_UN}.
199 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
200 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
201 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
202 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
203 facendo fallire la riacquisizione.
205 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
206 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
207 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
208 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
209 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
212 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
213 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
214 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
215 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
216 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
217 per entrambe le interfacce.
219 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
220 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
221 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
222 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
223 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
224 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di
225 inode\index{inode},\footnote{in particolare, come accennato in
226 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono mantenuti in una
227 \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
228 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
229 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
230 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
231 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
232 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
233 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
234 diversi che aprono lo stesso file.
238 \includegraphics[width=15.5cm]{img/file_flock}
239 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
240 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
241 \label{fig:file_flock_struct}
244 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
245 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
246 un nuovo elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.}
247 Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la semantica della funzione
248 prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un
249 \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori riferimenti allo
250 stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema di
251 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file lock}
252 un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di
253 \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati
254 con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file
255 table} da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare.
257 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
258 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
259 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
260 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
261 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
262 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
263 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
264 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
265 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
267 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
268 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
269 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
270 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
271 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
272 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
273 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
274 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
275 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
276 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
277 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
280 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
281 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
282 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
283 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
284 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
285 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
286 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
287 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
288 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
289 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
292 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
293 \label{sec:file_posix_lock}
295 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
296 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
297 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
298 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
299 essa viene usata solo secondo il seguente prototipo:
300 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
302 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
304 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
305 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
307 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
308 \textit{file lock} da parte di altri processi.
309 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
310 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
311 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
312 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
313 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
314 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
315 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
316 riconosca sempre questa situazione.
317 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
318 di poter acquisire un \textit{file lock}.
320 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
324 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
325 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
326 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
327 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
328 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
329 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
330 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
331 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
332 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
333 con un'altra regione bloccata.
336 \footnotesize \centering
337 \begin{minipage}[c]{15cm}
338 \includestruct{listati/flock.h}
341 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
342 \textit{file locking}.}
343 \label{fig:struct_flock}
347 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
348 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
349 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
350 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
351 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
352 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
353 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
354 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
356 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
357 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
358 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
359 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
360 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
361 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
362 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
367 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
369 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
372 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
373 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
374 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
377 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
378 \label{tab:file_flock_type}
381 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
382 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
383 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
384 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
385 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
386 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
387 \const{F\_GETLK}, e riporta il \acr{pid} del processo che detiene il
390 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
391 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
392 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
393 l'azione da compiere; i valori relativi al \textit{file locking} sono tre:
394 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
395 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
396 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
397 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
398 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
399 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
400 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
401 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
402 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel
403 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
404 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
405 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
406 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
407 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
408 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
409 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
410 con un errore di \errcode{EINTR}.
413 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
414 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
415 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
416 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
417 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
418 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
419 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
420 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
421 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
422 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
423 per indicare quale è la regione bloccata.
425 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
426 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
427 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
428 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
429 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
430 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
431 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
432 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
433 stato effettivamente acquisito.
436 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
437 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
438 \label{fig:file_flock_dead}
441 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
442 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
443 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
444 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
445 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
446 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
447 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
448 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
449 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
450 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
451 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
452 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
453 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
456 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
457 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
458 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
459 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
460 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
461 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
462 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
463 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
464 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
465 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
466 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
467 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
468 usato.} il blocco è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
469 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
470 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
471 \acr{pid} del processo.
474 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
475 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
476 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
477 \label{fig:file_posix_lock}
480 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
481 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
482 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
483 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
484 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
485 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
486 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
487 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
489 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
490 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
491 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
492 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
493 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
494 figlio avrà un \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una
495 \func{exec} in quanto il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al
496 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
497 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
499 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
500 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
501 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
502 un blocco, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da
503 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
504 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
505 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
506 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
507 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
509 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
510 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
511 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
512 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
513 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
514 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
515 avranno sempre successo.
517 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
518 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
519 cioè si richiede più volte lo stesso \textit{file lock}, o più blocchi sulla
520 stessa sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola
521 richiesta di rilascio per cancellare il blocco.} la cosa non ha alcun
522 effetto; la funzione ritorna con successo, senza che il kernel debba
523 modificare la lista dei \textit{file lock}. In questo caso invece si possono
524 avere una serie di situazioni diverse: ad esempio è possibile rimuovere con
525 una sola chiamata più \textit{file lock} distinti (indicando in una regione
526 che si sovrapponga completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo
527 una parte di un blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella
528 di un altro blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri
529 \textit{file lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si
530 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
531 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
532 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
533 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
534 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
535 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
538 \footnotesize \centering
539 \begin{minipage}[c]{15cm}
540 \includecodesample{listati/Flock.c}
543 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
544 \label{fig:file_flock_code}
547 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
548 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
549 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
550 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
551 allegato nella directory dei sorgenti).
553 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
554 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
555 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
556 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
557 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
558 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
559 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
560 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
561 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
562 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
563 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
564 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
567 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
568 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
569 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
570 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
571 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
572 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
573 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
574 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
577 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
578 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
579 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
580 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
581 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
582 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
583 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
584 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
585 esegue (\texttt{\small 41}).
587 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
588 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
589 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
590 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
591 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
592 tutti i blocchi vengono rilasciati.
594 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
595 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
596 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
599 \begin{minipage}[c]{12cm}
601 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
604 \end{minipage}\vspace{1mm}
606 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
607 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
608 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
609 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
610 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
611 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
614 \begin{minipage}[c]{12cm}
616 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
617 Failed lock: Resource temporarily unavailable
619 \end{minipage}\vspace{1mm}
621 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
622 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
623 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
624 del file con il comando:
627 \begin{minipage}[c]{12cm}
629 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
630 Failed lock: Resource temporarily unavailable
632 \end{minipage}\vspace{1mm}
634 se invece blocchiamo una regione con:
637 \begin{minipage}[c]{12cm}
639 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
642 \end{minipage}\vspace{1mm}
644 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
645 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
646 regioni si sovrappongono avremo che:
649 \begin{minipage}[c]{12cm}
651 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
652 Failed lock: Resource temporarily unavailable
654 \end{minipage}\vspace{1mm}
656 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
660 \begin{minipage}[c]{12cm}
662 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
665 \end{minipage}\vspace{1mm}
667 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
668 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
671 \begin{minipage}[c]{12cm}
673 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
674 Failed lock: Resource temporarily unavailable
676 \end{minipage}\vspace{1mm}
678 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
680 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
681 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
682 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
686 \begin{minipage}[c]{12cm}
688 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
690 \end{minipage}\vspace{1mm}
692 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
693 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
694 essere acquisito otterremo:
697 \begin{minipage}[c]{12cm}
699 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
701 \end{minipage}\vspace{1mm}
703 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
704 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
705 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
706 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
709 \begin{minipage}[c]{12cm}
711 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
714 \end{minipage}\vspace{3mm}
717 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
718 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
719 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
720 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
724 \begin{minipage}[c]{12cm}
726 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
729 \end{minipage}\vspace{1mm}
731 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
732 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
733 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
734 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
738 \subsection{La funzione \func{lockf}}
739 \label{sec:file_lockf}
741 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
742 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
743 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
744 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
745 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
746 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
748 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
750 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
751 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
753 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
754 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
755 file è mappato in memoria.
756 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
757 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
758 dei \textit{file lock}.
760 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
764 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
765 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
766 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
771 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
773 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
776 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
777 mantenere un blocco condiviso sullo stesso file.\\
778 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
779 alla volta può mantenere un blocco esclusivo su un file.\\
780 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
781 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il blocco non è disponibile,
782 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
783 con un OR aritmetico dei valori.\\
786 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
787 \label{tab:file_lockf_type}
790 Qualora il blocco non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
791 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
792 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
793 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
794 affatto equivalente a \func{flock}).
798 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
799 \label{sec:file_mand_locking}
801 \itindbeg{mandatory~locking|(}
803 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
804 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
805 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
806 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
807 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
808 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
810 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
811 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
812 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
813 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
814 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
815 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
816 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
817 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
818 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
819 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
820 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
821 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
822 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
823 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
826 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
827 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
828 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
829 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
830 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
831 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
832 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
833 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
834 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
835 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
836 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
837 \func{mount} riportata in tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
838 \code{-o mand} per il comando omonimo).
840 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
841 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
842 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
843 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
846 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
847 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
848 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
849 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
850 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
851 direttamente il \textit{file locking}.
853 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
854 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
855 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
856 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
859 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
860 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
861 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
862 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
863 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
865 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
866 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
867 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
868 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
869 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
870 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
871 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
872 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
873 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
875 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
876 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
877 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso
878 infatti, quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si
879 ha un accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia
880 impossibile eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
881 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
882 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
883 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
884 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
885 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
886 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
887 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
888 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
889 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
890 possibilità di modificare il file.
892 \index{file!locking|)}
894 \itindend{mandatory~locking|(}
897 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
898 \label{sec:file_multiplexing}
901 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
902 su molti file usando le funzioni illustrate in
903 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
904 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
905 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
906 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
907 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
911 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
912 \label{sec:file_noblocking}
914 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
915 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
916 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
917 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
918 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
919 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
920 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
921 descrittore su cui si sta operando.
923 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
924 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
925 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
926 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
927 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
928 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
929 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
930 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
931 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
932 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
933 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
934 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
936 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
937 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
938 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
939 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
940 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
941 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
942 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
943 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
944 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
945 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
946 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
949 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
950 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
951 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
952 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
953 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
954 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
956 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
957 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
958 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
959 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
960 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
961 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
964 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
965 \label{sec:file_select}
967 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
968 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
969 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
970 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
971 \funcd{select}, il cui prototipo è:
973 \headdecl{sys/time.h}
974 \headdecl{sys/types.h}
976 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
977 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
979 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
982 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
983 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
984 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
986 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
988 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
989 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
990 o un valore non valido per \param{timeout}.
992 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
996 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
997 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
998 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
999 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1002 \itindbeg{file~descriptor~set}
1004 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1005 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1006 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1007 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1008 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1009 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1010 opportune macro di preprocessore:
1012 \headdecl{sys/time.h}
1013 \headdecl{sys/types.h}
1015 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1016 Inizializza l'insieme (vuoto).
1018 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1019 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1021 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1022 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1024 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1025 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1028 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1029 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1030 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1031 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1032 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1033 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1034 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1035 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1037 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1038 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1039 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1040 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1041 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1043 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1044 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1045 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1046 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1047 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1048 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1049 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1050 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1051 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1052 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1053 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1054 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1055 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1057 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1058 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1059 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1060 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1061 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1062 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1063 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1064 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1065 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1066 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1069 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1070 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1071 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1072 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1073 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1074 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1076 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1077 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1078 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1079 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1080 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1081 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1082 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1083 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1084 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1087 \itindend{file~descriptor~set}
1089 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1090 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1091 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1092 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1093 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1094 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1095 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1096 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1098 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1099 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1100 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1101 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1102 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1103 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1104 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1105 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1106 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1107 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1108 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1110 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1111 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1112 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1113 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1114 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1115 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1116 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1118 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1119 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1120 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1121 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1122 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1123 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1125 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1126 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1127 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1128 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1129 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
1130 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1131 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1132 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
1133 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
1134 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1135 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1136 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1137 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1138 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1139 \begin{prototype}{sys/select.h}
1140 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1141 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1143 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1146 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1147 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1148 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1150 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1152 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1153 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1154 o un valore non valido per \param{timeout}.
1156 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1159 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1160 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1161 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1162 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
1163 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
1164 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
1165 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
1166 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
1167 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
1168 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1169 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1172 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1173 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1174 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1175 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
1176 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
1177 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
1178 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1179 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1180 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1181 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1183 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1184 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1185 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1186 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1187 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1188 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1189 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1190 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1191 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1193 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1194 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1195 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1196 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
1197 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
1198 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1199 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
1200 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
1201 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
1202 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
1203 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
1204 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
1205 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
1206 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
1207 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1208 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1209 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1210 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1211 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1214 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1215 \label{sec:file_poll}
1217 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1218 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1219 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1220 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1221 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1223 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1224 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1226 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1229 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1230 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1231 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1233 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1235 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1236 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1237 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1239 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1242 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1243 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1244 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1245 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1246 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1247 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1248 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1249 \textsl{non-bloccante}).
1251 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1252 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1253 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1254 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1255 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1256 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1257 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1258 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1259 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1260 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1261 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1262 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1264 \begin{figure}[!htb]
1265 \footnotesize \centering
1266 \begin{minipage}[c]{15cm}
1267 \includestruct{listati/pollfd.h}
1270 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1271 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1272 \label{fig:file_pollfd}
1275 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1276 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1277 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1278 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1279 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1280 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1281 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1286 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1288 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1291 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1292 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1293 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1294 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1297 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1298 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1299 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1301 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1302 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1303 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1304 socket.\footnotemark\\
1305 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1307 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1310 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1311 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1312 \label{tab:file_pollfd_flags}
1315 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1316 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1317 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1318 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1319 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1320 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1322 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1323 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1324 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1325 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1326 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1327 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1328 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1329 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1330 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1331 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1332 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1334 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1335 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1336 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1337 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1338 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1339 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1340 file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
1343 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1344 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1345 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1346 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1347 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1348 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1349 tramite \var{errno}.
1351 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1352 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1353 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1354 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1355 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1356 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1357 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1358 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1359 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1360 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1363 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1364 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1365 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1366 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1367 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1370 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1371 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1372 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1373 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1374 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1376 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1377 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1378 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1379 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1381 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1382 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1383 const sigset\_t *sigmask)}
1385 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1388 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1389 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1390 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1392 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1394 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1395 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1396 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1398 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1401 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1402 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1403 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1404 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1405 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1406 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1407 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1409 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1410 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1411 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1412 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1413 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1414 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1415 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1416 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1417 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1421 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1422 \label{sec:file_epoll}
1426 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1427 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1428 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1429 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1430 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1431 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1432 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1433 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1434 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1436 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1437 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1438 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1439 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1440 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1441 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1442 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1443 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1444 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1445 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1446 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1448 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1449 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1450 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1451 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1452 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1453 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1454 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1455 presentano attività.
1457 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1458 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1459 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1460 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1461 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1462 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1463 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1464 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1465 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1466 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1467 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1468 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1471 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1472 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1473 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1474 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1475 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1476 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1477 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
1478 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1479 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1481 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1482 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1483 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1484 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1485 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1486 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1487 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1488 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1489 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1490 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1491 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1493 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1494 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1495 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1496 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1497 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1498 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1499 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1500 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1501 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1502 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1505 \headdecl{sys/epoll.h}
1507 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1508 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1510 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1512 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1513 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1514 assumerà uno dei valori:
1516 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1517 positivo o non valido per \param{flags}.
1518 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1520 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1521 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1522 \procfile{/proc/sys/fs/epoll/max\_user\_instances}.
1523 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1529 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1530 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1531 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1532 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1533 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1534 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1535 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1536 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1537 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1538 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1539 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1541 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1542 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1543 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1544 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1545 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1546 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1547 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1548 \const{O\_CLOEXEC} in tab.~\ref{tab:file_open_flags}), senza che sia
1549 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1551 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1552 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1553 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1554 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1555 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1556 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1558 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1560 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1561 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1563 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1565 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1566 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1567 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1568 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1569 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1570 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1571 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1572 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1573 l'operazione richiesta.
1574 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1575 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1576 per utente di file descriptor da osservere imposto da
1577 \procfile{/proc/sys/fs/epoll/max\_user\_watches}.
1582 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1583 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1584 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1585 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1586 delle operazioni cui fanno riferimento.
1591 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1593 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1596 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1597 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1598 controllati tramite \param{epfd}, in
1599 \param{event} devono essere specificate le
1600 modalità di osservazione.\\
1601 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1602 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1604 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1605 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1608 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1609 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1610 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1613 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1614 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1615 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1616 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1617 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1618 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1620 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1621 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1622 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1623 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1624 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1625 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1626 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1627 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL} ma se si
1628 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1631 \begin{figure}[!htb]
1632 \footnotesize \centering
1633 \begin{minipage}[c]{15cm}
1634 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1637 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1638 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1640 \label{fig:epoll_event}
1643 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1644 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1645 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1646 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1647 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1649 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1650 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1651 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1652 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
1653 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
1654 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
1655 si usa come valore lo stesso argomento \param{fd}, che ha un significato
1661 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1663 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1666 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1667 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1668 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1669 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1670 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1671 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1672 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1674 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1675 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1676 disponibili in lettura (analogo di
1677 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1678 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1680 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1681 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1682 viene comunque riportata in uscita, e non è
1683 necessaria impostarla in ingresso.\\
1684 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1685 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1686 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1687 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1688 triggered} per il file descriptor associato.\\
1689 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1690 descriptor associato.\footnotemark\\
1693 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1694 \struct{epoll\_event}.}
1695 \label{tab:epoll_events}
1698 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1699 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1700 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1702 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1705 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1706 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1707 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1708 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1709 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1710 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1711 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1712 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1713 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1714 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1715 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1718 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1719 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1720 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1721 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1722 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1723 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1724 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1726 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1727 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1728 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1729 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1730 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1732 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1733 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1734 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1735 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1736 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1737 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1738 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1739 logica \textit{edge triggered}.}
1741 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1742 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1743 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1744 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1745 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1746 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1747 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1748 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1750 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1751 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1752 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1753 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1754 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1757 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1759 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1760 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1761 assumerà uno dei valori:
1763 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1764 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1765 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1766 della scadenza di \param{timeout}.
1767 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1768 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1773 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1774 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1775 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1776 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1777 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1778 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1779 con l'argomento \param{maxevents}.
1781 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1782 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1783 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1784 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1785 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1786 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1789 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1790 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1791 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1792 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1793 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1794 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1795 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1796 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1797 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1799 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1800 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1801 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1802 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1803 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1804 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1805 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1806 luce delle modifiche.
1808 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1809 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1810 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1811 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1812 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1813 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1814 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1815 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1816 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1817 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1819 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1820 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1821 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1822 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1823 che consenta di reimpostare all'uscita una maschera di segnali, analoga alle
1824 estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che abbiamo visto in precedenza per
1825 \func{select} e \func{poll}; in questo caso la funzione si chiama
1826 \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata introdotta a partire dal
1827 kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di \textit{epoll}, specifica di
1828 Linux.} ed il suo prototipo è:
1829 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1830 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1831 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1833 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1836 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1837 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1838 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1842 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1843 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
1844 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
1845 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
1847 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1849 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1850 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1851 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1852 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1853 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1854 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1855 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1860 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1861 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1863 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1864 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1865 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1866 l'I/O multiplexing, tanto che per evitare possibili \itindex{race~condition}
1867 \textit{race condition} sono state introdotte estensioni dello standard POSIX e
1868 funzioni apposite come \func{pselect}, \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1870 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1871 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1872 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1873 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1874 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1875 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1876 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1877 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1878 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1879 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1881 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1882 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1883 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1884 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1885 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1886 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1887 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1888 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1889 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1890 \index{system~call~lente} system call lente che vengono interrotte e devono
1893 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1894 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1895 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1896 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1897 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1898 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i
1899 problemi di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo
1900 tutto il controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una
1901 gestione simile a quella dell'I/O multiplexing, ma non risolve i problemi
1902 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1903 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1904 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1906 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1907 introdurre un meccanismo alternativo alla notifica dei segnali (esteso anche
1908 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1909 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1910 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1911 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1912 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1914 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1915 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1916 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1917 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1918 osservazione con le ordinarie funzioni dell'I/O multiplexing (vale a dire con
1919 le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo stesso modo
1920 di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà attendere in
1921 contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di accesso ai dati
1922 relativi a questi ultimi.
1924 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1925 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è la
1926 interfacia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono in realtà due
1927 versioni diverse della \textit{system call}, la prima versione,
1928 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1929 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento, ed una seconda versione,
1930 \func{signalfd4}, che prende argomenti aggiuntivi, introdotta con il kernel
1931 2.6.27 che è quella che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9.}
1933 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1934 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1936 Crea o modifica un file descriptor pet la ricezione dei segnali.
1938 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1939 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1942 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1943 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1944 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1945 \item[\errcode{ENOMEN}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1946 descriptor di \func{signalfd}.
1947 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1948 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
1951 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
1955 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
1956 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
1957 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
1958 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
1959 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
1960 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
1961 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
1962 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
1963 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
1965 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
1966 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
1967 puntatore ad una maschera di segnali creata con l'uso delle apposite macro già
1968 illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}; la maschera deve indicare su quali
1969 segnali si intende operare con \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato
1970 con una successiva chiamata a \func{signalfd}. Dato che \const{SIGKILL} e
1971 \const{SIGSTOP} non possono essere intercettati (e non prevedono neanche la
1972 possibilità di un gestore) un loro inserimento nella maschera verrà ignorato,
1973 senza generare errori.
1975 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
1976 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
1977 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
1978 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
1979 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
1980 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.}
1985 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1987 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1990 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
1991 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
1992 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
1993 chiusura automatica del file descriptor nella
1994 esecuzione di \func{exec}.\\
1997 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
1998 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
1999 \label{tab:signalfd_flags}
2002 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2003 sia eseguita leggendo dal file descriptor restituito dalla funzione. La
2004 lettura fornisce nel buffer indicato come secondo argomento alla funzione
2005 \func{read} una o più strutture \struct{signalfd\_siginfo} a seconda della
2006 dimensione dello stesso e del numero di segnali pendenti. Pertanto il buffer
2007 deve essere almeno di dimensione pari a \code{sizeof(signalfd\_siginfo)}; se
2008 di dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione
2010 % TODO trattare qui eventfd, signalfd e timerfd introdotte con il 2.6.22
2011 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2012 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2013 % http://lwn.net/Articles/245533/
2014 % http://lwn.net/Articles/267331/
2018 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2019 \label{sec:file_asyncronous_access}
2021 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2022 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2023 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2024 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2025 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2026 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2027 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2028 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2029 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2030 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2031 operazioni di I/O volute.
2034 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2035 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2037 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2039 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
2040 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
2041 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
2042 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
2043 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
2044 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
2045 sez.~\ref{sec:file_fcntl}). In realtà parlare di apertura in modalità
2046 asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura del file
2047 vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che più
2048 propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2049 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2050 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2053 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2054 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2055 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2056 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2057 \const{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2058 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2059 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, selezionare con il comando
2060 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2061 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2062 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2063 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2066 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2068 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2069 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2070 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2071 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2072 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2073 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2074 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2075 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2076 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2077 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2080 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2081 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2082 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2083 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2084 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2085 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2086 verrebbero notificati una volta sola.
2088 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2089 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2090 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2091 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2092 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2093 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2094 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2096 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2097 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2098 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2099 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
2100 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2101 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2102 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2103 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2104 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2106 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2107 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2108 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2109 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2110 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2111 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2112 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2115 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2116 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2117 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2118 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2119 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2120 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2121 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2122 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2123 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2124 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
2126 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2128 \itindend{signal~driven~I/O}
2132 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2133 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2135 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2136 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2137 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2138 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2139 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2140 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2141 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2142 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2143 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2144 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2145 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2146 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2147 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2150 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2151 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2152 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2153 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2154 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2155 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2156 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2157 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2158 nessuna funzionalità di notifica.
2160 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2161 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2162 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2163 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2164 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2165 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2166 \itindex{polling} \textit{polling}.
2168 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2169 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2170 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2171 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2172 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2173 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2174 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
2176 \index{file!lease|(}
2178 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2179 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2180 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2181 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2182 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2184 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2185 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2186 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2187 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2188 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2189 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2190 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2191 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2192 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2193 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2195 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2196 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2197 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2198 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2199 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2200 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2202 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
2203 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
2204 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
2205 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
2206 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
2207 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
2208 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2213 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2215 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2218 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2219 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2220 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2223 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2224 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2225 \const{F\_GETLEASE}.}
2226 \label{tab:file_lease_fctnl}
2229 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2230 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2231 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2232 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2233 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2234 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2236 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2237 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2238 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2239 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2240 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2241 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2242 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2243 \textit{lease} su qualunque file.
2245 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2246 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2247 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2248 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2249 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2250 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2251 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2252 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2253 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2254 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2255 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2256 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2257 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2258 operazioni di lettura e scrittura.
2260 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2261 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2262 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2263 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2264 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2265 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2266 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2267 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2268 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2269 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2272 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2273 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2274 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2275 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2276 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2277 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2278 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2279 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2280 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2282 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2283 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2284 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2285 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2286 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2287 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2288 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2289 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2290 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2294 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2295 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2296 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2297 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2298 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2299 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2300 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2301 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
2302 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2303 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2304 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2305 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2306 \struct{siginfo\_t}.
2308 \index{file!lease|)}
2313 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2315 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2318 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2319 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2320 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2321 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2322 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2323 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2324 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2325 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2326 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2328 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2329 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2330 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2331 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2332 directory (con \func{rename}).\\
2333 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2334 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2336 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2340 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2341 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2342 \label{tab:file_notify}
2345 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2346 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2347 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2348 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2349 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2350 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2351 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2353 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2354 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2355 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2356 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2357 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2358 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2359 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2360 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2361 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2362 specificare un valore nullo.
2366 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2367 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2368 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2369 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2370 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2371 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2372 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2374 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2375 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2376 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2377 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2378 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2379 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2380 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2381 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2382 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2386 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2387 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2388 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2389 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2390 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2391 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2392 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2393 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2394 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2396 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2397 {int inotify\_init(void)}
2399 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2401 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2402 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2404 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2405 \textit{inotify} consentite all'utente.
2406 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2408 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2414 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2415 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2416 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2417 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2418 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2419 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2420 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2421 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2422 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2423 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2424 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2425 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2426 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2427 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2428 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2430 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2431 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2432 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2433 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2434 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
2435 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
2436 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
2437 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
2438 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
2439 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
2440 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
2441 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
2442 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
2443 saranno automaticamente rilasciate.
2445 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2446 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2447 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2448 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2449 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2450 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2451 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2452 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2453 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2455 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2457 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2458 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2460 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2461 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2462 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2463 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2464 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2466 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2469 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2470 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2471 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2472 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2473 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2474 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2475 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2476 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2477 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2478 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2479 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2480 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2481 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2482 un solo file descriptor.
2484 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2485 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2486 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2487 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2488 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2489 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2490 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2491 flag della prima parte.
2496 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2498 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2501 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2503 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2504 dell'inode (o sugli attributi
2506 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2507 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2509 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2511 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2512 directory in una directory sotto
2514 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2515 directory in una directory sotto
2517 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2518 directory) sotto osservazione.\\
2519 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2520 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2521 directory) sotto osservazione.\\
2522 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2523 directory sotto osservazione.\\
2524 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2525 directory sotto osservazione.\\
2526 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2528 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2529 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2530 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2531 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2532 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2533 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2534 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2538 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2539 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2540 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2541 \label{tab:inotify_event_watch}
2544 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2545 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2546 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2547 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2548 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2549 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2550 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
2551 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
2552 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
2557 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2559 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2562 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
2564 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
2565 nell'argomento \param{mask}, invece di
2567 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
2568 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
2570 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
2571 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
2572 quelli per i file che contiene.\\
2575 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2576 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
2577 modalità di osservazione.}
2578 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
2581 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
2582 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
2583 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
2584 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
2585 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
2587 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
2588 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
2589 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
2590 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
2591 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
2592 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
2593 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
2594 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
2595 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
2597 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
2598 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
2599 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
2600 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
2601 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
2602 sarà più notificato.
2604 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
2605 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
2606 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
2607 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
2608 la eventuale rimozione dello stesso.
2610 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
2611 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
2613 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2614 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
2616 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
2618 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
2619 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2621 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
2623 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
2624 non è associato ad una coda di notifica.
2629 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
2630 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
2631 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
2632 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
2633 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
2634 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
2635 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
2636 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
2637 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
2638 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
2639 \func{inotify\_rm\_watch}.
2641 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
2642 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
2643 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
2644 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
2645 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
2646 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
2647 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
2648 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
2650 \begin{figure}[!htb]
2651 \footnotesize \centering
2652 \begin{minipage}[c]{15cm}
2653 \includestruct{listati/inotify_event.h}
2656 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
2657 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
2658 \label{fig:inotify_event}
2661 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
2662 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
2663 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
2664 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
2665 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
2666 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
2667 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
2668 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
2669 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
2670 file che sono cambiati.
2672 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
2673 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
2674 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
2675 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
2676 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
2677 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
2678 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
2679 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
2680 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
2681 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
2682 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
2687 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2689 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2692 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
2693 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
2694 che in maniera implicita per la rimozione
2695 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
2696 filesystem su cui questo si trova.\\
2697 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
2698 (consente così di distinguere, quando si pone
2699 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
2700 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
2702 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
2703 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
2704 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
2705 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
2706 osservazione è stato smontato.\\
2709 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
2710 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
2711 \label{tab:inotify_read_event_flag}
2714 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
2715 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
2716 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
2717 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
2718 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
2719 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
2721 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
2722 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
2723 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
2724 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
2725 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
2727 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
2728 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
2729 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
2730 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
2731 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
2732 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
2733 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
2734 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
2735 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
2736 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
2737 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
2740 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
2741 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
2742 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
2743 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
2744 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
2745 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
2747 \begin{figure}[!htbp]
2748 \footnotesize \centering
2749 \begin{minipage}[c]{15cm}
2750 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
2753 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
2754 \label{fig:inotify_monitor_example}
2757 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
2758 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
2759 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
2760 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
2761 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
2762 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
2765 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
2766 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
2767 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
2768 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
2769 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
2770 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
2771 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
2772 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
2773 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
2774 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
2776 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
2777 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
2778 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
2779 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
2780 si saranno verificati eventi.
2782 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
2783 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
2784 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
2785 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
2786 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
2787 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
2788 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
2789 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
2790 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
2793 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
2794 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
2795 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
2796 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
2797 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
2798 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
2799 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
2800 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
2801 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
2802 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
2803 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
2804 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
2806 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
2807 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
2808 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
2809 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
2810 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
2811 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
2812 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
2813 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
2814 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
2815 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
2816 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
2817 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
2818 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
2819 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
2821 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
2822 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
2825 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
2827 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2830 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2834 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
2835 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
2836 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
2837 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
2838 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
2839 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
2840 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
2841 tale evenienza non si verificherà mai.
2843 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
2844 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
2845 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
2846 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
2847 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
2848 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
2849 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
2850 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
2851 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
2852 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
2853 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
2854 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
2855 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
2856 chiamata di \func{read}.
2858 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
2859 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
2860 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
2861 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
2862 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
2863 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
2864 raggruppati in un solo evento.
2868 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
2869 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
2872 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
2873 \label{sec:file_asyncronous_io}
2875 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
2876 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
2877 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
2878 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
2879 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
2880 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
2881 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
2883 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
2884 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
2885 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
2886 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
2887 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
2888 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
2889 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
2890 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
2893 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
2894 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
2895 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
2896 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
2897 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
2898 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
2899 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
2902 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
2903 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
2904 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
2905 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
2906 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
2907 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
2908 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
2910 \begin{figure}[!htb]
2911 \footnotesize \centering
2912 \begin{minipage}[c]{15cm}
2913 \includestruct{listati/aiocb.h}
2916 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
2918 \label{fig:file_aiocb}
2921 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
2922 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
2923 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
2924 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
2925 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
2926 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
2927 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
2928 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
2929 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
2930 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
2931 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
2932 del blocco di dati da trasferire.
2934 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
2935 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
2936 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
2937 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
2938 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
2939 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
2940 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
2941 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
2942 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
2943 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
2944 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
2946 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
2947 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
2948 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
2949 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
2950 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
2952 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
2953 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
2954 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
2955 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
2959 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
2960 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
2962 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
2963 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
2966 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2967 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2969 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
2970 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2971 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
2972 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
2973 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2978 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
2979 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
2980 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
2981 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
2982 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
2983 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
2984 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
2985 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
2987 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
2988 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
2989 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
2990 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
2991 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
2992 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
2993 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
2994 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
2997 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
2998 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
2999 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3000 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3001 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3002 errore; il suo prototipo è:
3003 \begin{prototype}{aio.h}
3004 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3006 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3009 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3010 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3014 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3015 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3016 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3017 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3018 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3019 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3020 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3021 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
3024 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3025 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3026 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3027 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3029 \begin{prototype}{aio.h}
3030 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3032 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3035 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3039 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3040 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3041 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3042 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3043 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3045 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3046 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
3047 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
3048 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
3049 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3052 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3053 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3054 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3055 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3057 \begin{prototype}{aio.h}
3058 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3060 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3062 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3063 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3064 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3067 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3068 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3069 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3070 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3071 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3072 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3073 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3074 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3076 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3077 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3078 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3079 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3080 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3082 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3083 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3084 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3085 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3087 \begin{prototype}{aio.h}
3088 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3090 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3093 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3094 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3095 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3099 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3100 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3101 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3102 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3103 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3104 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3105 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3106 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3107 \file{aio.h}) sono tre:
3108 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3109 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3110 cancellazione sono state già completate,
3112 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3115 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3116 corso e non sono state cancellate.
3119 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3120 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3121 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3122 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3123 del loro avvenuto completamento.
3125 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3126 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3127 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3128 specifica operazione; il suo prototipo è:
3129 \begin{prototype}{aio.h}
3130 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3133 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3134 operazioni specificate da \param{list}.
3136 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3137 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3140 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3142 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3143 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3148 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3149 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3150 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3151 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3152 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3153 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3154 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3155 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3156 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3158 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3159 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3160 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3161 \begin{prototype}{aio.h}
3162 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3165 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3166 secondo la modalità \param{mode}.
3168 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3169 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3171 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3173 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3174 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3175 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3176 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3177 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3182 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3183 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3184 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3185 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3186 che può prendere i valori:
3187 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3188 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3189 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3190 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3192 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3193 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3194 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3195 quelle non completate.
3197 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3198 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3199 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3200 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3201 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3202 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3203 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3206 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3207 \label{sec:file_advanced_io}
3209 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3210 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3211 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3212 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
3213 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
3214 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
3217 \subsection{File mappati in memoria}
3218 \label{sec:file_memory_map}
3220 \itindbeg{memory~mapping}
3221 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3222 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
3223 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3224 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3225 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3226 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3230 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3231 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3232 mappatura in memoria di un file.}
3233 \label{fig:file_mmap_layout}
3236 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3237 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3238 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3239 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3240 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3241 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3242 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3243 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3244 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3245 \textsl{memoria mappata su file}.
3247 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3248 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3249 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3250 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3251 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3252 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3255 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3256 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3257 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3258 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3259 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3260 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3263 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3264 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3265 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3266 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3267 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3269 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3270 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3271 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3276 \headdecl{sys/mman.h}
3278 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3281 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3283 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3284 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3285 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3287 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3288 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3289 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3290 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3291 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3292 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3293 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3294 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3295 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3296 dimensione delle pagine).
3297 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3298 \param{fd} è aperto in scrittura.
3299 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3300 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3301 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3302 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3303 numero di mappature possibili.
3304 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3306 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3307 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3308 l'opzione \texttt{noexec}.
3309 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3310 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3315 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3316 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
3317 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3318 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3323 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3325 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3328 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3329 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3330 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3331 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3334 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3335 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3336 \label{tab:file_mmap_prot}
3339 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3340 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3341 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3342 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3343 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3344 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3345 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3346 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3347 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3348 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3349 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3350 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3352 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3353 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3354 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3355 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3356 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3357 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3362 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3364 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3367 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3368 da \param{start}, se questo non può essere usato
3369 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3370 valore di \param{start} deve essere allineato
3371 alle dimensioni di una pagina.\\
3372 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3373 riportati sul file e saranno immediatamente
3374 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3375 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3376 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3377 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3378 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3379 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3380 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3381 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3382 privata cui solo il processo chiamante ha
3383 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3384 il meccanismo del \textit{copy on
3385 write} \itindex{copy~on~write} e
3386 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3387 specificato se i cambiamenti sul file originale
3388 vengano riportati sulla regione
3389 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3390 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3391 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3392 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3393 scrittura sul file dovevano fallire con
3394 \errcode{ETXTBSY}).\\
3395 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3396 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3397 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3398 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3400 modifiche fatte alla regione mappata, in
3401 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3402 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3403 un \const{SIGSEGV}.\\
3404 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3406 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3407 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3408 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3409 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3410 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3411 ignorati.\footnotemark\\
3412 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3413 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3414 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3415 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3416 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3417 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3418 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3419 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3420 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3421 necessarie alla mappatura.\\
3422 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3423 non causa I/O.\footnotemark\\
3424 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3425 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3429 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3430 \label{tab:file_mmap_flag}
3433 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3436 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3437 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3438 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3439 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3441 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3442 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3443 parleremo più avanti.}
3445 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3446 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3447 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3448 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3449 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3450 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
3451 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3454 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3455 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3456 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3457 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3458 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3459 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3460 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3461 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3463 \begin{figure}[!htb]
3465 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3466 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3467 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3468 \label{fig:file_mmap_boundary}
3471 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3472 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3473 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3474 bordo della pagina successiva.
3476 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3477 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
3478 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3479 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3480 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3483 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3484 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3485 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3486 quella della mappatura in memoria.
3488 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3489 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3490 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3491 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
3492 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3494 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3495 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3496 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3497 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3498 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3499 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3500 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3501 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3502 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3503 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3507 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3508 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3509 alla lunghezza richiesta.}
3510 \label{fig:file_mmap_exceed}
3513 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3514 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3515 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3516 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3517 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3518 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3519 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3520 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3523 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3524 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3525 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3526 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3527 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3528 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3529 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3530 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3531 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3533 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3534 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
3535 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3536 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
3537 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
3538 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
3539 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
3541 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3542 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3543 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3544 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
3545 del contenuto della memoria su cui è mappato.
3547 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
3548 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
3549 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
3550 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
3551 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
3552 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
3555 \headdecl{sys/mman.h}
3557 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
3559 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
3561 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3562 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3564 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
3565 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
3567 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3568 precedentemente mappata.
3573 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
3574 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
3575 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
3576 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
3577 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
3578 del file aggiornato.
3584 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3586 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3589 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
3590 quando questa è stata completata.\\
3591 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
3592 non attendendo che questa sia finita.\\
3593 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
3594 in memoria così da rendere necessaria una
3595 rilettura immediata delle stesse.\\
3598 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
3599 \label{tab:file_mmap_msync}
3602 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
3603 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
3604 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
3605 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
3606 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
3607 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
3608 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
3609 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
3610 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
3612 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
3613 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
3616 \headdecl{sys/mman.h}
3618 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
3620 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
3622 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3623 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3625 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3626 precedentemente mappata.
3631 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
3632 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
3633 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
3634 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
3635 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
3636 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
3637 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
3638 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
3639 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
3641 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
3642 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
3643 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
3644 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
3645 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
3647 % \headdecl{unistd.h}
3648 \headdecl{sys/mman.h}
3650 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
3652 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
3655 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3656 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3658 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
3659 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
3660 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
3661 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
3662 ha solo accesso in lettura.
3663 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
3664 % necessarie all'interno del kernel.
3665 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
3668 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
3673 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
3674 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
3675 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
3676 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
3677 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
3678 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
3680 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
3681 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
3682 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
3683 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
3686 \headdecl{sys/mman.h}
3688 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
3689 new\_size, unsigned long flags)}
3691 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
3693 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
3694 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
3695 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
3698 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
3700 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
3701 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
3702 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
3703 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
3704 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
3705 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
3706 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
3712 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
3713 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
3714 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
3715 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
3716 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
3717 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
3718 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
3719 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
3720 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
3721 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
3722 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
3723 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
3725 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
3726 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
3727 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
3728 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
3729 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
3730 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
3731 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
3733 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
3734 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
3735 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
3736 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
3737 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
3738 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
3740 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
3741 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
3742 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
3743 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
3744 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
3745 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
3746 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
3747 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
3748 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
3749 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
3750 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
3752 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
3753 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
3754 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
3755 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
3756 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
3757 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
3758 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
3759 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
3760 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
3761 \textit{memory mapping}.
3763 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
3764 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
3765 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
3766 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
3767 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
3768 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
3769 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
3770 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
3772 \headdecl{sys/mman.h}
3774 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
3775 ssize\_t pgoff, int flags)}
3777 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
3779 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3780 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3782 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
3783 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
3784 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
3789 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
3790 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
3791 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
3792 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
3793 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
3794 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
3797 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
3798 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
3799 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
3800 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
3801 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
3802 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
3803 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
3804 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
3806 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
3807 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
3808 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
3809 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
3810 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
3811 \textit{memory mapping}.
3813 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
3814 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
3815 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
3816 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
3817 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
3818 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
3819 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
3820 interessate dal \textit{memory mapping}.
3822 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
3823 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
3824 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
3825 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
3826 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
3827 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
3828 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
3829 \const{MAP\_POPULATE}.
3831 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
3832 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
3833 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
3834 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
3835 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
3836 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
3837 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
3839 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
3840 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
3841 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
3842 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
3843 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
3844 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
3846 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
3847 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
3848 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
3849 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
3850 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
3851 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
3853 \headdecl{sys/mman.h}
3855 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
3857 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
3859 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3860 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3862 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
3863 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
3864 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
3865 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
3866 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
3867 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
3868 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
3869 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
3870 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
3871 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
3874 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
3878 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
3879 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
3880 \param{lenght}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
3881 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
3882 Linux consente anche un valore nullo per \param{lenght}, inoltre se una
3883 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
3884 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
3885 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
3886 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
3887 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
3888 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
3889 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
3894 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
3896 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3899 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
3900 di default usato quando non si è chiamato
3902 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
3903 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
3904 anticipata con il meccanismo del
3905 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
3906 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
3907 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
3908 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
3909 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
3910 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
3911 scartare immediatamente le pagine una volta che
3912 queste siano state lette.\\
3913 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
3914 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
3915 deve essere incentivata.\\
3916 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
3917 futuro, pertanto le pagine possono essere
3918 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
3919 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
3920 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
3921 a cui la mappatura fa riferimento.\\
3923 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
3924 relativo supporto sottostante; è supportato
3925 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
3926 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
3927 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
3928 ereditato dal processo figlio dopo una
3929 \func{fork}; questo consente di evitare che il
3930 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
3931 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
3932 delle pagine quando il padre scrive sull'area
3933 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
3934 causare problemi per l'hardware che esegue
3935 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
3936 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
3937 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
3938 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
3939 principalmente ad uso dei sistemi di
3940 virtualizzazione).\footnotemark\\
3943 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
3944 \label{tab:madvise_advice_values}
3947 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
3950 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
3951 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
3952 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
3953 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
3954 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
3955 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
3956 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
3957 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
3958 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
3959 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
3961 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
3962 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
3963 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
3964 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
3965 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
3966 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
3967 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
3968 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
3969 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
3971 \itindend{memory~mapping}
3974 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
3975 \label{sec:file_multiple_io}
3977 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
3978 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
3979 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
3980 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
3981 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
3982 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
3983 contare sulla atomicità delle operazioni.
3985 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove system call
3986 che permettessero di effettuare con una sola chiamata una serie di letture o
3987 scritture su una serie di buffer, con quello che viene normalmente chiamato
3988 \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono \funcd{readv} e
3989 \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese da BSD4.4, esse
3990 sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i relativi prototipi
3993 \headdecl{sys/uio.h}
3995 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3996 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3998 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4000 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4001 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4002 assumerà uno dei valori:
4004 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4005 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4006 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4007 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4008 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4009 non ci sono dati in lettura.
4010 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4012 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4013 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4014 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4015 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4018 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4019 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4020 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4021 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4022 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4024 \begin{figure}[!htb]
4025 \footnotesize \centering
4026 \begin{minipage}[c]{15cm}
4027 \includestruct{listati/iovec.h}
4030 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4032 \label{fig:file_iovec}
4035 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4036 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4037 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4038 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4039 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4040 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4041 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4042 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4043 specificati nel vettore \param{vector}.
4045 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4046 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4047 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4048 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4049 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
4050 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4051 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4052 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
4054 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4055 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
4056 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
4057 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
4058 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4059 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4060 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4062 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4063 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4064 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4065 cap.~\ref{cha:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4066 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4067 corrispondenti a quanto aspettato.
4069 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4070 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4071 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4072 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4073 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4074 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4075 \funcd{preadv} e \func{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4076 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4077 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4078 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4079 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4080 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4081 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4083 \headdecl{sys/uio.h}
4085 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4087 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4090 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4093 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4094 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4095 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4096 per \var{errno} anche i valori:
4098 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4099 usato come \ctyp{off\_t}.
4100 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4105 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4106 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4107 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4108 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4109 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4110 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4112 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4113 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4114 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4115 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4116 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4117 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4121 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4123 \label{sec:file_sendfile_splice}
4125 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4126 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4127 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4128 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4130 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4131 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4132 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4133 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4134 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4135 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4136 questo tipo di situazioni.
4138 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4139 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4140 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4141 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4142 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4143 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4144 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4145 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4146 di \funcd{sendfile} è:
4148 \headdecl{sys/sendfile.h}
4150 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4153 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4155 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4156 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4159 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4160 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4161 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4162 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4164 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4165 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4168 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4172 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4173 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4174 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4175 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4176 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4179 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4180 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4181 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4182 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4183 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4184 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4185 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4186 letti da \param{in\_fd}.
4188 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4189 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4190 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4191 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4192 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4193 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4194 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4195 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4196 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4197 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4198 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4199 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4200 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4201 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4202 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4204 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4205 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4206 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4207 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4208 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4209 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4210 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4211 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4212 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4213 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4214 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4215 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
4216 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
4217 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4218 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4219 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4220 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4222 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4223 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4224 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4225 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4226 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4227 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4228 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4230 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4231 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4232 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4233 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4234 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4235 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4236 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4237 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4238 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4239 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
4240 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
4241 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
4242 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
4243 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
4244 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
4245 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
4246 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
4247 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
4248 essa può essere effettivamente utilizzata.}
4250 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4251 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4252 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4253 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4254 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4255 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
4256 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
4257 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
4258 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
4259 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
4260 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
4261 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
4262 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
4263 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
4264 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
4265 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
4266 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
4268 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4269 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4270 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4271 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4272 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4273 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4274 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4275 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4276 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4277 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4278 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4283 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4284 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4286 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4288 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4289 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4292 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4293 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4294 aperti in lettura o scrittura.
4295 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4296 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4297 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4298 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4300 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4302 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4303 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4308 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4309 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4310 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4311 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4312 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4313 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4314 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4315 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4317 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4318 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4319 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4320 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4321 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4322 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4323 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4324 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4325 il suddetto file in modalità non bloccante).
4327 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4328 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4329 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4330 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4331 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4332 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4333 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4334 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4335 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4336 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4337 specificato come valore non nullo.
4339 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4340 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4341 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4342 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4343 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4344 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4345 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4350 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4352 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4355 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4356 di memoria contenenti i dati invece di
4357 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4359 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4360 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4361 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4362 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4363 questo significa che la funzione potrà
4364 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4365 file descriptor (a meno che anch'essi non
4366 siano stati aperti in modalità non
4368 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4369 ulteriori dati in una \func{splice}
4370 successiva, questo è un suggerimento utile
4371 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4372 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4373 solo da \func{splice}, potrà essere
4374 implementato in futuro anche per
4375 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4376 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4377 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4378 se impostato una seguente \func{splice} che
4379 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4380 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4381 essere copiate; per usare questa opzione i
4382 dati dovranno essere opportunamente allineati
4383 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4384 memoria. Viene usato soltanto da
4388 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4389 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4391 \label{tab:splice_flag}
4394 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4395 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4396 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4397 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4398 saranno comunque copiate.}
4400 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4401 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4402 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4403 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4404 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4406 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4407 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4410 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4411 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4412 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4413 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4414 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4415 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4416 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4418 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4419 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4420 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4421 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4422 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4426 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4427 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4428 \label{fig:splicecp_data_flux}
4431 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4432 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4433 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4434 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4435 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4437 \begin{figure}[!phtb]
4438 \footnotesize \centering
4439 \begin{minipage}[c]{15cm}
4440 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4443 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4445 \label{fig:splice_example}
4448 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4449 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4450 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4451 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4452 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4453 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4454 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4455 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4457 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4458 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4459 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4460 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4461 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4462 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4463 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4464 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4465 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4466 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4467 (\texttt{\small 41--43}).
4469 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4470 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4471 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4472 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4473 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4474 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4475 del file di destinazione.
4477 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4478 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4479 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4480 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4481 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4482 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4483 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4484 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4485 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4486 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4487 presenti sul buffer.
4489 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4490 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4491 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4492 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4493 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4495 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4496 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4497 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4498 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4499 genere di migliorare le prestazioni.
4501 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4502 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4503 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4504 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4505 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4506 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4508 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4509 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4510 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
4514 \headdecl{sys/uio.h}
4516 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4517 nr\_segs, unsigned int flags)}
4519 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4521 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4522 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4525 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4526 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4527 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4528 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4529 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4535 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
4536 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
4537 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
4538 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
4539 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
4540 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
4541 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
4542 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
4543 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
4544 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
4545 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
4546 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
4548 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
4549 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
4550 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
4551 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
4552 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
4553 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
4554 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
4555 eseguire una copia dei dati che contengono.
4557 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
4558 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
4559 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
4560 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
4561 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
4562 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
4566 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
4569 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
4571 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
4572 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4575 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
4576 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
4577 stessa \textit{pipe}.
4578 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4584 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
4585 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
4586 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
4587 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
4588 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
4589 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
4590 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
4591 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
4592 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
4593 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
4594 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
4595 funzione non bloccante.
4597 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
4598 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
4599 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
4600 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
4601 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
4602 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
4603 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
4604 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
4605 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
4606 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
4607 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
4608 allegati alla guida.
4610 \begin{figure}[!htbp]
4611 \footnotesize \centering
4612 \begin{minipage}[c]{15cm}
4613 \includecodesample{listati/tee.c}
4616 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
4617 standard input sullo standard output e su un file.}
4618 \label{fig:tee_example}
4621 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
4622 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
4623 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
4624 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
4625 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
4627 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
4628 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
4629 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
4630 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
4631 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
4632 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
4633 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
4634 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
4635 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
4637 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
4638 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
4639 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
4640 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
4641 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
4642 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
4643 fig.~\ref{fig:splice_example}).
4645 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
4646 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
4647 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
4648 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
4649 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
4650 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
4651 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
4652 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
4653 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
4654 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
4655 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
4656 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
4658 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
4661 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
4662 \label{sec:file_fadvise}
4664 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
4665 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
4666 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
4667 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
4668 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
4669 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
4671 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
4672 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
4673 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
4674 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
4675 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
4676 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
4677 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
4680 \itindbeg{read-ahead}
4682 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
4683 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
4684 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
4685 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
4686 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
4687 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
4688 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
4692 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
4694 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
4696 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4697 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4699 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4700 valido o non è aperto in lettura.
4701 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
4702 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
4707 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
4708 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
4709 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
4710 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
4711 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
4712 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
4713 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
4715 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
4716 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
4717 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
4718 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
4719 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
4720 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
4721 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
4722 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
4723 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
4725 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
4726 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
4727 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
4728 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
4729 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
4730 nelle operazioni successive.
4732 \itindend{read-ahead}
4734 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
4735 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
4736 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
4737 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
4738 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
4739 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
4740 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
4741 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
4742 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
4743 valore di almeno 600, è:
4747 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
4749 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
4751 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4752 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4754 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4756 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
4757 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
4758 (come una pipe o un socket).
4759 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
4760 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
4765 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
4766 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
4767 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
4768 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
4769 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
4770 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
4771 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
4772 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
4773 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
4774 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
4775 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
4776 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
4777 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
4778 che utilizza semplicemente l'informazione.
4783 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4785 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4788 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
4789 riguardo le modalità di accesso, il
4790 comportamento sarà identico a quello che si
4791 avrebbe senza nessun avviso.\\
4792 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
4793 accedere ai dati specificati in maniera
4794 sequenziale, a partire dalle posizioni più
4796 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
4797 completamente causale.\\
4798 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
4799 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
4800 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
4803 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
4804 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
4806 \label{tab:posix_fadvise_flag}
4809 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
4810 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
4811 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
4812 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
4813 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
4814 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
4815 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
4816 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
4817 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
4818 riportarsi al comportamento di default.
4820 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
4821 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
4822 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
4823 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
4824 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
4825 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
4826 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
4827 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
4828 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
4830 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
4831 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
4832 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
4833 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
4834 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
4835 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
4836 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
4837 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
4839 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
4840 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
4841 specifica per le operazioni di scrittura,
4842 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
4843 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
4844 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
4845 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
4850 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
4852 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
4854 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
4855 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
4856 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
4858 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4859 valido o non è aperto in scrittura.
4860 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
4862 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
4863 la dimensione massima consentita per un file.
4864 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
4866 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
4868 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
4873 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
4874 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
4875 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
4876 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
4877 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
4878 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
4879 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
4880 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
4882 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
4883 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
4884 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
4885 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
4886 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
4887 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
4888 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
4889 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
4890 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
4891 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
4892 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
4893 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
4894 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
4896 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
4897 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
4898 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
4899 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
4900 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
4901 diventa effettivamente disponibile.
4903 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
4904 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
4905 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
4906 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
4907 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
4908 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
4909 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
4910 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
4911 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
4912 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
4914 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
4915 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
4916 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
4917 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
4918 sez.~\ref{sec:intro_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
4919 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
4920 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
4922 \headdecl{linux/fcntl.h}
4924 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
4926 Prealloca dello spazio disco per un file.
4928 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
4929 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
4931 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
4932 valido aperto in scrittura.
4933 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
4934 dimensioni massime di un file.
4935 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
4936 minore o uguale a zero.
4937 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
4939 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
4940 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
4941 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
4942 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
4943 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
4945 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
4949 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
4950 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
4951 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
4952 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
4953 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
4954 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
4955 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
4956 dimensione corrente.
4958 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
4959 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
4960 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
4961 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
4964 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
4965 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
4970 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
4971 %\label{sec:file_io_port}
4973 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
4974 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
4980 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4981 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4982 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4983 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4984 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4985 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4986 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4987 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4988 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4989 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4990 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4991 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4992 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4993 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4994 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4995 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4996 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4997 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4998 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4999 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5000 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5001 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5002 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5003 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5004 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5005 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5006 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5007 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
5008 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
5009 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5010 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5011 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5012 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
5013 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5014 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5015 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5016 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
5017 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5018 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5019 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5020 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5021 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5022 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5023 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5024 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5025 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5026 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5027 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5028 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs
5029 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5030 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat
5031 % LocalWords: conditions sigwait
5034 %%% Local Variables:
5036 %%% TeX-master: "gapil"