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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 una apposita \textit{system call}. Il
1498 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
1499 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
1500 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1501 {int epoll\_create(int size)}
1503 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1505 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1506 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1508 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1510 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1512 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1518 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
1519 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
1520 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
1521 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
1522 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
1523 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
1524 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1525 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
1526 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
1528 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1529 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1530 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1531 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1532 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1533 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1535 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1537 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1538 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1540 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1542 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1543 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1544 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1545 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1546 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1547 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1548 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1549 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1550 l'operazione richiesta.
1551 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1556 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1557 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1558 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1559 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1560 delle operazioni cui fanno riferimento.
1565 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1567 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1570 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1571 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1572 controllati tramite \param{epfd}, in
1573 \param{event} devono essere specificate le
1574 modalità di osservazione.\\
1575 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1576 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1578 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1579 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1582 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1583 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1584 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1587 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1588 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1589 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1590 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1591 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1592 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1594 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1595 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1596 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1597 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1598 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1599 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1600 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
1601 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL}.}
1603 \begin{figure}[!htb]
1604 \footnotesize \centering
1605 \begin{minipage}[c]{15cm}
1606 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1609 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1610 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1612 \label{fig:epoll_event}
1615 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1616 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1617 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1618 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1619 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1621 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1622 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1623 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1624 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
1625 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
1626 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
1627 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
1632 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1634 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1637 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1638 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1639 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1640 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1641 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1642 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1643 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1644 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
1645 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1646 disponibili in lettura (analogo di
1647 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1648 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1650 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1651 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1652 viene comunque riportata in uscita, e non è
1653 necessaria impostarla in ingresso.\\
1654 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
1655 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1656 triggered} per il file descriptor associato.\\
1657 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1658 descriptor associato.\footnotemark\\
1661 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1662 \struct{epoll\_event}.}
1663 \label{tab:epoll_events}
1666 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
1668 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1669 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1670 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1671 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1672 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1673 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1674 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1675 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1676 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1677 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1678 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1681 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1682 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1683 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1684 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1685 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1686 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1687 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1689 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1690 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1691 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1692 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1693 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1695 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1696 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1697 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1698 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1699 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1700 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1701 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1702 logica \textit{edge triggered}.}
1704 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1705 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1706 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1707 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1708 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1709 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1710 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1711 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1713 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1714 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1715 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1716 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1717 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1720 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1722 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1723 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1724 assumerà uno dei valori:
1726 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1727 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1728 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1729 della scadenza di \param{timeout}.
1730 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1731 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1736 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1737 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1738 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1739 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1740 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1741 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1742 con l'argomento \param{maxevents}.
1744 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1745 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1746 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1747 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1748 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1749 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1752 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1753 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1754 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1755 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1756 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1757 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1758 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1759 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1760 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1762 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1763 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1764 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1765 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1766 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1767 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1768 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1769 luce delle modifiche.
1771 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1772 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1773 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1774 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1775 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1776 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1777 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1778 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1779 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1780 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1782 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1783 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1784 contemporaneamente, per far questo di nuovo è necessaria una variante della
1785 funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una maschera di
1786 segnali, analoga alle precedenti estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} di
1787 \func{select} e \func{poll}; in questo caso la funzione si chiama
1788 \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata introdotta a partire dal
1789 kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di \textit{epoll}, specifica di
1790 Linux.} ed il suo prototipo è:
1791 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1792 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1793 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1795 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1798 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1799 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1800 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1804 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1805 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
1806 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
1807 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
1809 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1811 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1812 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1813 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1814 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1815 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1816 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1817 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1822 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1823 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1825 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1826 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1827 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1828 l'I/O multiplexing, tanto che per evitare possibili \itindex{race~condition}
1829 \textit{race condition} sono state introdotte estensioni dello standard POSIX e
1830 funzioni apposite come \func{pselect}, \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1832 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1833 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1834 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1835 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1836 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1837 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1838 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1839 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1840 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1841 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1843 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1844 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1845 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1846 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1847 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1848 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1849 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1850 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1851 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1852 \index{system~call~lente} system call lente che vengono interrotte e devono
1855 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1856 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1857 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1858 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1859 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1860 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i
1861 problemi di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo
1862 tutto il controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una
1863 gestione simile a quella dell'I/O multiplexing, ma non risolve i problemi
1864 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1865 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1866 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1868 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1869 introdurre un meccanismo alternativo alla notifica dei segnali (esteso anche
1870 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1871 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1872 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1873 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1874 da nessuno standard.}
1876 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1877 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1878 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1879 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1880 osservazione con le ordinarie funzioni dell'I/O multiplexing (vale a dire con
1881 le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo stesso modo
1882 di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà attendere in
1883 contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di accesso ai dati
1884 relativi a questi ultimi.
1886 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1887 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà questa è il nome della
1888 funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono in realtà due
1889 versioni, anche se } il cui prototipo è:
1890 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1891 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1893 Crea o modifica un file descriptor pet la ricezione dei segnali.
1895 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1896 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1899 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1900 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1901 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1902 \item[\errcode{ENOMEN}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1903 descriptor di \func{signalfd}.
1904 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1905 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
1908 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
1912 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
1913 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
1914 segnali. Per creare un nuovo file descriptor è necessario passare $-1$ come
1915 valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà invece
1916 interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
1917 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
1918 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il nuovo
1919 file descriptor e nel secondo caso \param{fd}, in caso di errore verrà invece
1922 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
1923 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
1924 puntatore ad una maschera di segnali creata con l'uso delle apposite macro
1925 illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset} che indichi su quali segnali si
1926 intende operare con \func{signalfd}, l'elenco può essere modificato da una
1927 chiamata successiva. Dato che \const{SIGKILL} e \const{SIGSTOP} non possono
1928 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
1929 loro inserimento nella maschera verrà semplicemente ignorato, senza generare
1932 Infine l'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
1933 creazione due flag per il file descriptor analoghe a quelle che si possono
1934 impostare con \func{open}, evitando una impostazione successiva con
1935 \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento aggiuntivo introdotto con il
1936 kernel 2.6.27, in precedenza il valore era nullo }
1941 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1943 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1946 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
1947 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
1948 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
1949 chiusura automatica del file descriptor nella
1950 esecuzione di \func{exec}.\\
1953 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
1954 che consentono di impostare fl.}
1955 \label{tab:signalfd_flags}
1958 % TODO trattare qui eventfd signalfd e timerfd introdotte con il 2.6.22
1959 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
1960 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
1961 % http://lwn.net/Articles/245533/
1962 % http://lwn.net/Articles/267331/
1966 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
1967 \label{sec:file_asyncronous_access}
1969 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
1970 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
1971 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
1972 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
1973 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
1974 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
1975 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
1976 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
1977 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
1978 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
1979 operazioni di I/O volute.
1982 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
1983 \label{sec:file_asyncronous_operation}
1985 \itindbeg{signal~driven~I/O}
1987 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
1988 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
1989 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
1990 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
1991 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
1992 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
1993 sez.~\ref{sec:file_fcntl}). In realtà parlare di apertura in modalità
1994 asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura del file
1995 vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che più
1996 propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
1997 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
1998 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2001 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2002 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2003 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2004 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2005 \const{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2006 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2007 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, selezionare con il comando
2008 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2009 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2010 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2011 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2014 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2016 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2017 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2018 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2019 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2020 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2021 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2022 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2023 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2024 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2025 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2028 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2029 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2030 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2031 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2032 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2033 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2034 verrebbero notificati una volta sola.
2036 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2037 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2038 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2039 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2040 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2041 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2042 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2044 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2045 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2046 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2047 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
2048 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2049 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2050 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2051 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2052 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2054 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2055 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2056 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2057 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2058 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2059 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2060 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2063 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2064 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2065 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2066 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2067 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2068 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2069 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2070 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2071 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2072 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
2074 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2076 \itindend{signal~driven~I/O}
2080 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2081 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2083 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2084 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2085 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2086 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2087 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2088 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2089 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2090 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2091 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2092 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2093 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2094 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2095 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2098 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2099 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2100 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2101 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2102 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2103 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2104 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2105 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2106 nessuna funzionalità di notifica.
2108 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2109 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2110 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2111 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2112 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2113 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2114 \itindex{polling} \textit{polling}.
2116 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2117 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2118 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2119 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2120 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2121 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2122 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
2124 \index{file!lease|(}
2126 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2127 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2128 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2129 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2130 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2132 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2133 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2134 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2135 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2136 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2137 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2138 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2139 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2140 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2141 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2143 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2144 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2145 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2146 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2147 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2148 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2150 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
2151 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
2152 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
2153 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
2154 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
2155 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
2156 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2161 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2163 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2166 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2167 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2168 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2171 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2172 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2173 \const{F\_GETLEASE}.}
2174 \label{tab:file_lease_fctnl}
2177 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2178 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2179 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2180 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2181 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2182 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2184 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2185 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2186 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2187 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2188 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2189 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2190 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2191 \textit{lease} su qualunque file.
2193 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2194 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2195 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2196 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2197 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2198 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2199 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2200 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2201 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2202 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2203 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2204 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2205 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2206 operazioni di lettura e scrittura.
2208 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2209 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2210 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2211 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2212 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2213 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2214 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2215 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2216 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2217 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2220 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2221 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2222 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2223 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2224 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2225 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2226 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2227 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2228 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2233 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2234 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2235 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2236 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
2237 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
2239 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2240 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2241 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2242 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2243 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2244 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2245 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2246 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
2247 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2248 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2249 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2250 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2251 \struct{siginfo\_t}.
2253 \index{file!lease|)}
2258 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2260 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2263 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2264 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2265 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2266 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2267 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2268 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2269 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2270 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2271 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2273 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2274 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2275 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2276 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2277 directory (con \func{rename}).\\
2278 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2279 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2281 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2285 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2286 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2287 \label{tab:file_notify}
2290 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2291 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2292 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2293 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2294 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2295 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2296 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2298 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2299 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2300 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2301 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2302 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2303 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2304 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2305 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2306 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2307 specificare un valore nullo.
2311 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2312 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2313 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2314 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2315 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2316 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2317 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2319 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2320 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2321 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2322 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2323 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2324 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2325 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2326 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2331 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2332 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2333 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2334 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2335 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2336 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2337 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2338 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2339 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2341 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2342 {int inotify\_init(void)}
2344 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2346 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2347 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2349 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2350 \textit{inotify} consentite all'utente.
2351 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2353 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2359 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2360 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2361 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2362 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2363 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2364 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2365 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2366 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2367 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2368 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2369 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2370 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2371 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2372 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2373 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2375 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2376 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2377 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2378 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2379 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
2380 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
2381 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
2382 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
2383 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
2384 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
2385 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
2386 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
2387 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
2388 saranno automaticamente rilasciate.
2390 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2391 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2392 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2393 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2394 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2395 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2396 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2397 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2398 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2400 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2402 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2403 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2405 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2406 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2407 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2408 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2409 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2411 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2414 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2415 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2416 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2417 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2418 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2419 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2420 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2421 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2422 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2423 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2424 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2425 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2426 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2427 un solo file descriptor.
2429 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2430 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2431 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2432 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2433 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2434 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2435 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2436 flag della prima parte.
2441 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2443 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2446 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2448 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2449 dell'inode (o sugli attributi
2451 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2452 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2454 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2456 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2457 directory in una directory sotto
2459 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2460 directory in una directory sotto
2462 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2463 directory) sotto osservazione.\\
2464 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2465 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2466 directory) sotto osservazione.\\
2467 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2468 directory sotto osservazione.\\
2469 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2470 directory sotto osservazione.\\
2471 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2473 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2474 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2475 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2476 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2477 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2478 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2479 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2483 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2484 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2485 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2486 \label{tab:inotify_event_watch}
2489 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2490 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2491 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2492 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2493 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2494 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2495 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
2496 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
2497 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
2502 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2504 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2507 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
2509 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
2510 nell'argomento \param{mask}, invece di
2512 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
2513 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
2515 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
2516 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
2517 quelli per i file che contiene.\\
2520 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2521 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
2522 modalità di osservazione.}
2523 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
2526 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
2527 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
2528 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
2529 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
2530 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
2532 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
2533 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
2534 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
2535 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
2536 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
2537 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
2538 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
2539 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
2540 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
2542 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
2543 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
2544 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
2545 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
2546 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
2547 sarà più notificato.
2549 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
2550 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
2551 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
2552 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
2553 la eventuale rimozione dello stesso.
2555 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
2556 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
2558 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2559 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
2561 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
2563 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
2564 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2566 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
2568 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
2569 non è associato ad una coda di notifica.
2574 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
2575 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
2576 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
2577 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
2578 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
2579 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
2580 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
2581 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
2582 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
2583 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
2584 \func{inotify\_rm\_watch}.
2586 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
2587 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
2588 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
2589 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
2590 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
2591 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
2592 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
2593 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
2595 \begin{figure}[!htb]
2596 \footnotesize \centering
2597 \begin{minipage}[c]{15cm}
2598 \includestruct{listati/inotify_event.h}
2601 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
2602 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
2603 \label{fig:inotify_event}
2606 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
2607 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
2608 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
2609 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
2610 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
2611 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
2612 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
2613 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
2614 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
2615 file che sono cambiati.
2617 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
2618 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
2619 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
2620 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
2621 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
2622 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
2623 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
2624 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
2625 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
2626 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
2627 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
2632 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2634 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2637 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
2638 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
2639 che in maniera implicita per la rimozione
2640 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
2641 filesystem su cui questo si trova.\\
2642 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
2643 (consente così di distinguere, quando si pone
2644 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
2645 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
2647 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
2648 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
2649 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
2650 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
2651 osservazione è stato smontato.\\
2654 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
2655 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
2656 \label{tab:inotify_read_event_flag}
2659 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
2660 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
2661 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
2662 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
2663 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
2664 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
2666 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
2667 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
2668 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
2669 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
2670 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
2672 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
2673 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
2674 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
2675 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
2676 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
2677 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
2678 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
2679 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
2680 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
2681 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
2682 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
2685 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
2686 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
2687 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
2688 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
2689 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
2690 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
2692 \begin{figure}[!htbp]
2693 \footnotesize \centering
2694 \begin{minipage}[c]{15cm}
2695 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
2698 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
2699 \label{fig:inotify_monitor_example}
2702 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
2703 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
2704 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
2705 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
2706 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
2707 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
2710 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
2711 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
2712 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
2713 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
2714 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
2715 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
2716 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
2717 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
2718 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
2719 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
2721 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
2722 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
2723 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
2724 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
2725 si saranno verificati eventi.
2727 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
2728 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
2729 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
2730 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
2731 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
2732 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
2733 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
2734 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
2735 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
2738 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
2739 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
2740 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
2741 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
2742 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
2743 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
2744 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
2745 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
2746 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
2747 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
2748 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
2749 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
2751 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
2752 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
2753 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
2754 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
2755 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
2756 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
2757 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
2758 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
2759 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
2760 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
2761 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
2762 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
2763 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
2764 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
2766 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
2767 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
2770 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
2772 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2775 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2779 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
2780 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
2781 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
2782 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
2783 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
2784 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
2785 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
2786 tale evenienza non si verificherà mai.
2788 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
2789 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
2790 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
2791 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
2792 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
2793 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
2794 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
2795 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
2796 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
2797 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
2798 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
2799 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
2800 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
2801 chiamata di \func{read}.
2803 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
2804 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
2805 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
2806 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
2807 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
2808 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
2809 raggruppati in un solo evento.
2813 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
2814 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
2817 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
2818 \label{sec:file_asyncronous_io}
2820 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
2821 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
2822 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
2823 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
2824 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
2825 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
2826 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
2828 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
2829 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
2830 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
2831 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
2832 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
2833 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
2834 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
2835 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
2838 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
2839 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
2840 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
2841 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
2842 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
2843 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
2844 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
2847 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
2848 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
2849 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
2850 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
2851 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
2852 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
2853 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
2855 \begin{figure}[!htb]
2856 \footnotesize \centering
2857 \begin{minipage}[c]{15cm}
2858 \includestruct{listati/aiocb.h}
2861 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
2863 \label{fig:file_aiocb}
2866 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
2867 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
2868 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
2869 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
2870 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
2871 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
2872 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
2873 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
2874 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
2875 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
2876 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
2877 del blocco di dati da trasferire.
2879 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
2880 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
2881 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
2882 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
2883 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
2884 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
2885 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
2886 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
2887 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
2888 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
2889 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
2891 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
2892 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
2893 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
2894 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
2895 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
2897 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
2898 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
2899 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
2900 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
2904 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
2905 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
2907 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
2908 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
2911 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2912 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2914 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
2915 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2916 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
2917 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
2918 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2923 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
2924 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
2925 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
2926 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
2927 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
2928 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
2929 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
2930 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
2932 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
2933 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
2934 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
2935 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
2936 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
2937 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
2938 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
2939 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
2942 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
2943 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
2944 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
2945 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
2946 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
2947 errore; il suo prototipo è:
2948 \begin{prototype}{aio.h}
2949 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
2951 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
2954 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
2955 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
2959 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
2960 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
2961 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
2962 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
2963 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
2964 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
2965 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
2966 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
2969 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
2970 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
2971 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
2972 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
2974 \begin{prototype}{aio.h}
2975 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
2977 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
2980 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
2984 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
2985 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
2986 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
2987 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
2988 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
2990 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
2991 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
2992 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
2993 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
2994 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
2997 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
2998 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
2999 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3000 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3002 \begin{prototype}{aio.h}
3003 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3005 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3007 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3008 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3009 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3012 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3013 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3014 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3015 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3016 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3017 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3018 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3019 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3021 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3022 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3023 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3024 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3025 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3027 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3028 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3029 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3030 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3032 \begin{prototype}{aio.h}
3033 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3035 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3038 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3039 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3040 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3044 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3045 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3046 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3047 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3048 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3049 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3050 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3051 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3052 \file{aio.h}) sono tre:
3053 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3054 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3055 cancellazione sono state già completate,
3057 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3060 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3061 corso e non sono state cancellate.
3064 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3065 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3066 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3067 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3068 del loro avvenuto completamento.
3070 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3071 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3072 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3073 specifica operazione; il suo prototipo è:
3074 \begin{prototype}{aio.h}
3075 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3078 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3079 operazioni specificate da \param{list}.
3081 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3082 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3085 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3087 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3088 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3093 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3094 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3095 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3096 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3097 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3098 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3099 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3100 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3101 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3103 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3104 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3105 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3106 \begin{prototype}{aio.h}
3107 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3110 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3111 secondo la modalità \param{mode}.
3113 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3114 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3116 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3118 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3119 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3120 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3121 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3122 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3127 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3128 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3129 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3130 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3131 che può prendere i valori:
3132 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3133 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3134 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3135 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3137 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3138 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3139 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3140 quelle non completate.
3142 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3143 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3144 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3145 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3146 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3147 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3148 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3151 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3152 \label{sec:file_advanced_io}
3154 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3155 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3156 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3157 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
3158 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
3159 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
3162 \subsection{File mappati in memoria}
3163 \label{sec:file_memory_map}
3165 \itindbeg{memory~mapping}
3166 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3167 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
3168 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3169 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3170 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3171 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3175 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3176 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3177 mappatura in memoria di un file.}
3178 \label{fig:file_mmap_layout}
3181 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3182 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3183 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3184 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3185 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3186 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3187 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3188 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3189 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3190 \textsl{memoria mappata su file}.
3192 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3193 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3194 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3195 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3196 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3197 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3200 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3201 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3202 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3203 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3204 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3205 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3208 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3209 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3210 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3211 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3212 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3214 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3215 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3216 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3221 \headdecl{sys/mman.h}
3223 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3226 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3228 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3229 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3230 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3232 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3233 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3234 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3235 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3236 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3237 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3238 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3239 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3240 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3241 dimensione delle pagine).
3242 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3243 \param{fd} è aperto in scrittura.
3244 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3245 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3246 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3247 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3248 numero di mappature possibili.
3249 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3251 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3252 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3253 l'opzione \texttt{noexec}.
3254 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3255 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3260 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3261 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
3262 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3263 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3268 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3270 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3273 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3274 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3275 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3276 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3279 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3280 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3281 \label{tab:file_mmap_prot}
3284 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3285 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3286 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3287 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3288 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3289 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3290 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3291 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3292 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3293 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3294 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3295 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3297 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3298 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3299 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3300 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3301 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3302 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3307 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3309 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3312 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3313 da \param{start}, se questo non può essere usato
3314 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3315 valore di \param{start} deve essere allineato
3316 alle dimensioni di una pagina.\\
3317 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3318 riportati sul file e saranno immediatamente
3319 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3320 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3321 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3322 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3323 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3324 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3325 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3326 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3327 privata cui solo il processo chiamante ha
3328 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3329 il meccanismo del \textit{copy on
3330 write} \itindex{copy~on~write} e
3331 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3332 specificato se i cambiamenti sul file originale
3333 vengano riportati sulla regione
3334 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3335 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3336 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3337 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3338 scrittura sul file dovevano fallire con
3339 \errcode{ETXTBSY}).\\
3340 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3341 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3342 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3343 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3345 modifiche fatte alla regione mappata, in
3346 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3347 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3348 un \const{SIGSEGV}.\\
3349 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3351 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3352 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3353 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3354 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3355 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3356 ignorati.\footnotemark\\
3357 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3358 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3359 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3360 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3361 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3362 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3363 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3364 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3365 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3366 necessarie alla mappatura.\\
3367 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3368 non causa I/O.\footnotemark\\
3369 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3370 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3374 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3375 \label{tab:file_mmap_flag}
3378 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3381 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3382 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3383 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3384 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3386 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3387 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3388 parleremo più avanti.}
3390 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3391 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3392 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3393 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3394 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3395 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
3396 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3399 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3400 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3401 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3402 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3403 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3404 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3405 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3406 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3408 \begin{figure}[!htb]
3410 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3411 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3412 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3413 \label{fig:file_mmap_boundary}
3416 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3417 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3418 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3419 bordo della pagina successiva.
3421 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3422 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
3423 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3424 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3425 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3428 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3429 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3430 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3431 quella della mappatura in memoria.
3433 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3434 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3435 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3436 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
3437 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3439 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3440 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3441 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3442 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3443 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3444 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3445 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3446 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3447 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3448 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3452 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3453 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3454 alla lunghezza richiesta.}
3455 \label{fig:file_mmap_exceed}
3458 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3459 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3460 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3461 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3462 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3463 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3464 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3465 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3468 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3469 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3470 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3471 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3472 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3473 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3474 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3475 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3476 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3478 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3479 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
3480 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3481 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
3482 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
3483 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
3484 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
3486 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3487 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3488 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3489 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
3490 del contenuto della memoria su cui è mappato.
3492 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
3493 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
3494 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
3495 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
3496 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
3497 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
3500 \headdecl{sys/mman.h}
3502 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
3504 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
3506 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3507 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3509 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
3510 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
3512 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3513 precedentemente mappata.
3518 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
3519 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
3520 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
3521 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
3522 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
3523 del file aggiornato.
3529 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3531 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3534 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
3535 quando questa è stata completata.\\
3536 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
3537 non attendendo che questa sia finita.\\
3538 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
3539 in memoria così da rendere necessaria una
3540 rilettura immediata delle stesse.\\
3543 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
3544 \label{tab:file_mmap_msync}
3547 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
3548 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
3549 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
3550 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
3551 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
3552 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
3553 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
3554 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
3555 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
3557 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
3558 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
3561 \headdecl{sys/mman.h}
3563 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
3565 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
3567 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3568 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3570 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3571 precedentemente mappata.
3576 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
3577 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
3578 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
3579 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
3580 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
3581 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
3582 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
3583 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
3584 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
3586 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
3587 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
3588 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
3589 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
3590 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
3592 % \headdecl{unistd.h}
3593 \headdecl{sys/mman.h}
3595 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
3597 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
3600 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3601 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3603 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
3604 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
3605 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
3606 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
3607 ha solo accesso in lettura.
3608 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
3609 % necessarie all'interno del kernel.
3610 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
3613 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
3618 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
3619 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
3620 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
3621 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
3622 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
3623 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
3625 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
3626 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
3627 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
3628 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
3631 \headdecl{sys/mman.h}
3633 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
3634 new\_size, unsigned long flags)}
3636 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
3638 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
3639 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
3640 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
3643 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
3645 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
3646 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
3647 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
3648 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
3649 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
3650 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
3651 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
3657 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
3658 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
3659 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
3660 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
3661 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
3662 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
3663 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
3664 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
3665 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
3666 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
3667 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
3668 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
3670 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
3671 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
3672 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
3673 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
3674 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
3675 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
3676 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
3678 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
3679 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
3680 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
3681 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
3682 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
3683 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
3685 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
3686 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
3687 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
3688 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
3689 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
3690 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
3691 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
3692 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
3693 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
3694 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
3695 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
3697 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
3698 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
3699 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
3700 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
3701 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
3702 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
3703 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
3704 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
3705 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
3706 \textit{memory mapping}.
3708 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
3709 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
3710 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
3711 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
3712 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
3713 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
3714 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
3715 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
3717 \headdecl{sys/mman.h}
3719 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
3720 ssize\_t pgoff, int flags)}
3722 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
3724 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3725 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3727 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
3728 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
3729 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
3734 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
3735 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
3736 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
3737 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
3738 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
3739 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
3742 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
3743 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
3744 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
3745 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
3746 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
3747 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
3748 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
3749 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
3751 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
3752 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
3753 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
3754 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
3755 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
3756 \textit{memory mapping}.
3758 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
3759 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
3760 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
3761 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
3762 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
3763 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
3764 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
3765 interessate dal \textit{memory mapping}.
3767 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
3768 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
3769 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
3770 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
3771 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
3772 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
3773 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
3774 \const{MAP\_POPULATE}.
3776 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
3777 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
3778 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
3779 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
3780 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
3781 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
3782 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
3784 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
3785 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
3786 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
3787 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
3788 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
3789 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
3791 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
3792 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
3793 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
3794 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
3795 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
3796 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
3798 \headdecl{sys/mman.h}
3800 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
3802 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
3804 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3805 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3807 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
3808 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
3809 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
3810 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
3811 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
3812 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
3813 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
3814 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
3815 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
3816 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
3819 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
3823 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
3824 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
3825 \param{lenght}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
3826 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
3827 Linux consente anche un valore nullo per \param{lenght}, inoltre se una
3828 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
3829 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
3830 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
3831 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
3832 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
3833 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
3834 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
3839 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
3841 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3844 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
3845 di default usato quando non si è chiamato
3847 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
3848 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
3849 anticipata con il meccanismo del
3850 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
3851 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
3852 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
3853 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
3854 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
3855 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
3856 scartare immediatamente le pagine una volta che
3857 queste siano state lette.\\
3858 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
3859 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
3860 deve essere incentivata.\\
3861 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
3862 futuro, pertanto le pagine possono essere
3863 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
3864 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
3865 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
3866 a cui la mappatura fa riferimento.\\
3868 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
3869 relativo supporto sottostante; è supportato
3870 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
3871 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
3872 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
3873 ereditato dal processo figlio dopo una
3874 \func{fork}; questo consente di evitare che il
3875 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
3876 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
3877 delle pagine quando il padre scrive sull'area
3878 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
3879 causare problemi per l'hardware che esegue
3880 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
3881 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
3882 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
3883 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
3884 principalmente ad uso dei sistemi di
3885 virtualizzazione).\footnotemark\\
3888 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
3889 \label{tab:madvise_advice_values}
3892 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
3895 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
3896 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
3897 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
3898 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
3899 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
3900 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
3901 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
3902 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
3903 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
3904 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
3906 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
3907 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
3908 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
3909 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
3910 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
3911 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
3912 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
3913 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
3914 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
3916 \itindend{memory~mapping}
3919 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
3920 \label{sec:file_multiple_io}
3922 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
3923 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
3924 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
3925 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
3926 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
3927 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
3928 contare sulla atomicità delle operazioni.
3930 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove system call
3931 che permettessero di effettuare con una sola chiamata una serie di letture o
3932 scritture su una serie di buffer, con quello che viene normalmente chiamato
3933 \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono \funcd{readv} e
3934 \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese da BSD4.4, esse
3935 sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i relativi prototipi
3938 \headdecl{sys/uio.h}
3940 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3941 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3943 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
3945 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
3946 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
3947 assumerà uno dei valori:
3949 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
3950 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
3951 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
3952 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
3953 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
3954 non ci sono dati in lettura.
3955 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3957 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
3958 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
3959 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
3960 scrittura eseguite su \param{fd}.}
3963 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
3964 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
3965 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
3966 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
3967 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
3969 \begin{figure}[!htb]
3970 \footnotesize \centering
3971 \begin{minipage}[c]{15cm}
3972 \includestruct{listati/iovec.h}
3975 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
3977 \label{fig:file_iovec}
3980 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
3981 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
3982 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
3983 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
3984 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
3985 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
3986 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
3987 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
3988 specificati nel vettore \param{vector}.
3990 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
3991 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
3992 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
3993 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
3994 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
3995 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
3996 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
3997 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
3999 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4000 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
4001 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
4002 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
4003 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4004 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4005 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4007 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4008 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4009 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4010 cap.~\ref{cha:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4011 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4012 corrispondenti a quanto aspettato.
4014 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4015 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4016 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4017 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4018 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4019 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4020 \funcd{preadv} e \func{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4021 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4022 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4023 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4024 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4025 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4026 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4028 \headdecl{sys/uio.h}
4030 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4032 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4035 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4038 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4039 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4040 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4041 per \var{errno} anche i valori:
4043 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4044 usato come \ctyp{off\_t}.
4045 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4050 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4051 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4052 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4053 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4054 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4055 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4057 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4058 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4059 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4060 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4061 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4062 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4066 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4068 \label{sec:file_sendfile_splice}
4070 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4071 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4072 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4073 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4075 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4076 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4077 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4078 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4079 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4080 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4081 questo tipo di situazioni.
4083 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4084 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4085 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4086 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4087 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4088 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4089 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4090 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4091 di \funcd{sendfile} è:
4093 \headdecl{sys/sendfile.h}
4095 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4098 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4100 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4101 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4104 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4105 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4106 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4107 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4109 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4110 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4113 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4117 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4118 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4119 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4120 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4121 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4124 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4125 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4126 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4127 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4128 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4129 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4130 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4131 letti da \param{in\_fd}.
4133 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4134 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4135 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4136 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4137 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4138 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4139 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4140 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4141 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4142 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4143 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4144 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4145 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4146 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4147 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4149 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4150 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4151 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4152 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4153 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4154 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4155 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4156 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4157 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4158 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4159 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4160 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
4161 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
4162 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4163 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4164 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4165 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4167 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4168 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4169 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4170 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4171 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4172 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4173 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4175 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4176 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4177 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4178 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4179 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4180 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4181 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4182 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4183 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4184 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
4185 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
4186 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
4187 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
4188 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
4189 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
4190 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
4191 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
4192 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
4193 essa può essere effettivamente utilizzata.}
4195 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4196 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4197 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4198 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4199 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4200 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
4201 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
4202 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
4203 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
4204 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
4205 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
4206 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
4207 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
4208 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
4209 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
4210 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
4211 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
4213 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4214 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4215 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4216 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4217 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4218 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4219 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4220 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4221 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4222 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4223 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4228 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4229 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4231 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4233 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4234 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4237 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4238 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4239 aperti in lettura o scrittura.
4240 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4241 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4242 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4243 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4245 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4247 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4248 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4253 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4254 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4255 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4256 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4257 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4258 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4259 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4260 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4262 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4263 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4264 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4265 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4266 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4267 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4268 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4269 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4270 il suddetto file in modalità non bloccante).
4272 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4273 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4274 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4275 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4276 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4277 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4278 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4279 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4280 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4281 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4282 specificato come valore non nullo.
4284 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4285 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4286 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4287 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4288 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4289 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4290 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4295 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4297 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4300 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4301 di memoria contenenti i dati invece di
4302 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4304 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4305 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4306 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4307 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4308 questo significa che la funzione potrà
4309 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4310 file descriptor (a meno che anch'essi non
4311 siano stati aperti in modalità non
4313 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4314 ulteriori dati in una \func{splice}
4315 successiva, questo è un suggerimento utile
4316 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4317 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4318 solo da \func{splice}, potrà essere
4319 implementato in futuro anche per
4320 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4321 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4322 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4323 se impostato una seguente \func{splice} che
4324 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4325 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4326 essere copiate; per usare questa opzione i
4327 dati dovranno essere opportunamente allineati
4328 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4329 memoria. Viene usato soltanto da
4333 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4334 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4336 \label{tab:splice_flag}
4339 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4340 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4341 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4342 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4343 saranno comunque copiate.}
4345 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4346 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4347 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4348 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4349 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4351 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4352 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4355 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4356 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4357 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4358 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4359 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4360 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4361 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4363 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4364 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4365 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4366 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4367 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4371 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4372 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4373 \label{fig:splicecp_data_flux}
4376 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4377 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4378 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4379 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4380 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4382 \begin{figure}[!phtb]
4383 \footnotesize \centering
4384 \begin{minipage}[c]{15cm}
4385 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4388 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4390 \label{fig:splice_example}
4393 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4394 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4395 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4396 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4397 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4398 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4399 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4400 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4402 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4403 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4404 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4405 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4406 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4407 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4408 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4409 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4410 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4411 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4412 (\texttt{\small 41--43}).
4414 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4415 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4416 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4417 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4418 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4419 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4420 del file di destinazione.
4422 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4423 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4424 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4425 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4426 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4427 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4428 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4429 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4430 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4431 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4432 presenti sul buffer.
4434 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4435 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4436 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4437 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4438 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4440 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4441 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4442 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4443 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4444 genere di migliorare le prestazioni.
4446 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4447 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4448 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4449 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4450 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4451 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4453 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4454 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4455 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
4459 \headdecl{sys/uio.h}
4461 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4462 nr\_segs, unsigned int flags)}
4464 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4466 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4467 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4470 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4471 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4472 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4473 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4474 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4480 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
4481 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
4482 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
4483 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
4484 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
4485 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
4486 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
4487 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
4488 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
4489 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
4490 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
4491 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
4493 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
4494 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
4495 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
4496 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
4497 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
4498 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
4499 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
4500 eseguire una copia dei dati che contengono.
4502 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
4503 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
4504 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
4505 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
4506 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
4507 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
4511 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
4514 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
4516 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
4517 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4520 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
4521 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
4522 stessa \textit{pipe}.
4523 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4529 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
4530 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
4531 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
4532 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
4533 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
4534 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
4535 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
4536 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
4537 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
4538 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
4539 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
4540 funzione non bloccante.
4542 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
4543 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
4544 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
4545 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
4546 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
4547 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
4548 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
4549 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
4550 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
4551 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
4552 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
4553 allegati alla guida.
4555 \begin{figure}[!htbp]
4556 \footnotesize \centering
4557 \begin{minipage}[c]{15cm}
4558 \includecodesample{listati/tee.c}
4561 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
4562 standard input sullo standard output e su un file.}
4563 \label{fig:tee_example}
4566 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
4567 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
4568 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
4569 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
4570 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
4572 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
4573 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
4574 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
4575 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
4576 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
4577 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
4578 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
4579 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
4580 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
4582 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
4583 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
4584 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
4585 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
4586 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
4587 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
4588 fig.~\ref{fig:splice_example}).
4590 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
4591 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
4592 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
4593 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
4594 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
4595 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
4596 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
4597 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
4598 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
4599 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
4600 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
4601 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
4603 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
4606 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
4607 \label{sec:file_fadvise}
4609 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
4610 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
4611 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
4612 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
4613 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
4614 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
4616 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
4617 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
4618 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
4619 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
4620 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
4621 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
4622 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
4625 \itindbeg{read-ahead}
4627 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
4628 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
4629 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
4630 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
4631 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
4632 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
4633 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
4637 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
4639 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
4641 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4642 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4644 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4645 valido o non è aperto in lettura.
4646 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
4647 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
4652 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
4653 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
4654 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
4655 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
4656 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
4657 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
4658 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
4660 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
4661 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
4662 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
4663 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
4664 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
4665 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
4666 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
4667 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
4668 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
4670 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
4671 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
4672 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
4673 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
4674 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
4675 nelle operazioni successive.
4677 \itindend{read-ahead}
4679 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
4680 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
4681 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
4682 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
4683 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
4684 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
4685 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
4686 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
4687 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
4688 valore di almeno 600, è:
4692 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
4694 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
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
4701 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
4702 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
4703 (come una pipe o un socket).
4704 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
4705 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
4710 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
4711 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
4712 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
4713 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
4714 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
4715 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
4716 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
4717 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
4718 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
4719 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
4720 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
4721 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
4722 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
4723 che utilizza semplicemente l'informazione.
4728 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4730 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4733 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
4734 riguardo le modalità di accesso, il
4735 comportamento sarà identico a quello che si
4736 avrebbe senza nessun avviso.\\
4737 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
4738 accedere ai dati specificati in maniera
4739 sequenziale, a partire dalle posizioni più
4741 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
4742 completamente causale.\\
4743 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
4744 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
4745 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
4748 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
4749 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
4751 \label{tab:posix_fadvise_flag}
4754 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
4755 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
4756 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
4757 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
4758 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
4759 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
4760 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
4761 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
4762 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
4763 riportarsi al comportamento di default.
4765 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
4766 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
4767 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
4768 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
4769 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
4770 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
4771 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
4772 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
4773 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
4775 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
4776 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
4777 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
4778 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
4779 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
4780 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
4781 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
4782 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
4784 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
4785 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
4786 specifica per le operazioni di scrittura,
4787 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
4788 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
4789 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
4790 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
4795 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
4797 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
4799 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
4800 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
4801 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
4803 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4804 valido o non è aperto in scrittura.
4805 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
4807 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
4808 la dimensione massima consentita per un file.
4809 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
4811 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
4813 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
4818 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
4819 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
4820 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
4821 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
4822 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
4823 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
4824 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
4825 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
4827 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
4828 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
4829 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
4830 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
4831 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
4832 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
4833 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
4834 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
4835 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
4836 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
4837 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
4838 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
4839 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
4841 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
4842 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
4843 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
4844 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
4845 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
4846 diventa effettivamente disponibile.
4848 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
4849 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
4850 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
4851 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
4852 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
4853 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
4854 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
4855 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
4856 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
4857 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
4859 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
4860 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
4861 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
4862 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
4863 sez.~\ref{sec:intro_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
4864 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
4865 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
4867 \headdecl{linux/fcntl.h}
4869 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
4871 Prealloca dello spazio disco per un file.
4873 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
4874 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
4876 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
4877 valido aperto in scrittura.
4878 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
4879 dimensioni massime di un file.
4880 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
4881 minore o uguale a zero.
4882 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
4884 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
4885 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
4886 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
4887 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
4888 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
4890 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
4894 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
4895 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
4896 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
4897 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
4898 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
4899 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
4900 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
4901 dimensione corrente.
4903 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
4904 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
4905 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
4906 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
4909 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
4910 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
4915 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
4916 %\label{sec:file_io_port}
4918 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
4919 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
4925 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4926 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4927 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4928 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4929 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4930 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4931 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4932 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4933 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4934 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4935 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4936 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4937 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4938 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4939 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4940 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4941 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4942 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4943 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4944 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
4945 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
4946 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
4947 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
4948 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
4949 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
4950 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
4951 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
4952 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
4953 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
4954 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
4955 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
4956 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
4957 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
4958 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
4959 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
4960 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
4961 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
4962 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
4963 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
4964 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
4965 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
4966 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
4967 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
4968 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
4969 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
4970 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
4971 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
4972 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
4973 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs
4974 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
4975 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat
4976 % LocalWords: conditions sigwait
4979 %%% Local Variables:
4981 %%% TeX-master: "gapil"