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12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
33 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
34 sequenza in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce,\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} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
194 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
195 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
196 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
197 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
198 usare direttamente const{LOCK\_UN}.
200 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
201 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
202 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
203 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
204 facendo fallire la riacquisizione.
206 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
207 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
208 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
209 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
210 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
213 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
214 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
215 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
216 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
217 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
218 per entrambe le interfacce.
220 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
221 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
222 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
223 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
224 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
225 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di
226 inode\itindex{inode},\footnote{in particolare, come accennato in
227 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono mantenuti in una
228 \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
229 \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
230 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \kstruct{inode} (per le
231 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{include/linux/fs.h}
232 nei sorgenti del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se
233 si tratta di un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX
234 (\const{FL\_POSIX}).} dato che questo è l'unico riferimento in comune che
235 possono avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
239 \includegraphics[width=15.5cm]{img/file_flock}
240 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
241 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
242 \label{fig:file_flock_struct}
245 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
246 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
247 un nuovo elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \kstruct{file\_lock}.}
248 Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la semantica della funzione
249 prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un
250 \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori riferimenti allo
251 stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema di
252 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file lock}
253 un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di
254 \kstruct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati
255 con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file
256 table} da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare.
258 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
259 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
260 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
261 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
262 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
263 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
264 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
265 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
266 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
268 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
269 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
270 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
271 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
272 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
273 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
274 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
275 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
276 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
277 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
278 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
281 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
282 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
283 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
284 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
285 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
286 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
287 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
288 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
289 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
290 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
293 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
294 \label{sec:file_posix_lock}
296 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
297 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
298 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
299 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si impiega per il \textit{file
300 locking} essa viene usata solo secondo il seguente prototipo:
301 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
303 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
305 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
306 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
308 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
309 \textit{file lock} da parte di altri processi.
310 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
311 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
312 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
313 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
314 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
315 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
316 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
317 riconosca sempre questa situazione.
318 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
319 di poter acquisire un \textit{file lock}.
321 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
325 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
326 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
327 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
328 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
329 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
330 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
331 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
332 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
333 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
334 con un'altra regione bloccata.
337 \footnotesize \centering
338 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
339 \includestruct{listati/flock.h}
342 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
343 \textit{file locking}.}
344 \label{fig:struct_flock}
348 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
349 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
350 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
351 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
352 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
353 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
354 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
355 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
357 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
358 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
359 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
360 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
361 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
362 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
363 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
368 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
370 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
373 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
374 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
375 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
378 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
379 \label{tab:file_flock_type}
382 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
383 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
384 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
385 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
386 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
387 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
388 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
391 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
392 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
393 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
394 specifica l'azione da compiere; i valori relativi al \textit{file locking}
396 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
397 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
398 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
399 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
400 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
401 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
402 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
403 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
404 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel
405 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
406 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
407 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
408 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
409 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
410 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
411 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
412 con un errore di \errcode{EINTR}.
415 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
416 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
417 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
418 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
419 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
420 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
421 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
422 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
423 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
424 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
425 per indicare quale è la regione bloccata.
427 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
428 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
429 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
430 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
431 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
432 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
433 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
434 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
435 stato effettivamente acquisito.
438 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
439 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
440 \label{fig:file_flock_dead}
443 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
444 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
445 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
446 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
447 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
448 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
449 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
450 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
451 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
452 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
453 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
454 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
455 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
458 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
459 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
460 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
461 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
462 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
463 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
464 sono evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
465 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
466 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
467 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
468 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
469 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
470 usato.} il blocco è sempre associato \itindex{inode} all'inode, solo che in
471 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
472 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
473 \ids{PID} del processo.
476 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
477 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
478 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
479 \label{fig:file_posix_lock}
482 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
483 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
484 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
485 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
486 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
487 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
488 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
489 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
491 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
492 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
493 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
494 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
495 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
496 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
497 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
498 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
499 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
501 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
502 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
503 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
504 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
505 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
506 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
507 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
508 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
509 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
511 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
512 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
513 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
514 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
515 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
516 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
517 avranno sempre successo.
519 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
520 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
521 cioè si richiede più volte lo stesso \textit{file lock}, o più blocchi sulla
522 stessa sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola
523 richiesta di rilascio per cancellare il blocco.} la cosa non ha alcun
524 effetto; la funzione ritorna con successo, senza che il kernel debba
525 modificare la lista dei \textit{file lock}. In questo caso invece si possono
526 avere una serie di situazioni diverse: ad esempio è possibile rimuovere con
527 una sola chiamata più \textit{file lock} distinti (indicando in una regione
528 che si sovrapponga completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo
529 una parte di un blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella
530 di un altro blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri
531 \textit{file lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si
532 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
533 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
534 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
535 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
536 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
537 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
539 \begin{figure}[!htbp]
540 \footnotesize \centering
541 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
542 \includecodesample{listati/Flock.c}
545 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
546 \label{fig:file_flock_code}
549 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
550 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
551 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
552 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
553 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
555 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
556 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
557 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
558 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
559 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
560 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
561 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
562 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
563 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
564 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
565 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
566 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
569 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
570 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
571 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
572 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
573 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
574 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
575 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
576 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
579 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
580 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
581 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
582 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
583 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
584 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
585 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
586 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
587 esegue (\texttt{\small 41}).
589 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
590 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
591 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
592 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
593 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
594 tutti i blocchi vengono rilasciati.
596 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
597 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
598 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
601 \begin{minipage}[c]{12cm}
603 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
606 \end{minipage}\vspace{1mm}
608 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
609 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
610 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
611 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
612 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
613 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
616 \begin{minipage}[c]{12cm}
618 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
619 Failed lock: Resource temporarily unavailable
621 \end{minipage}\vspace{1mm}
623 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
624 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
625 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
626 del file con il comando:
629 \begin{minipage}[c]{12cm}
631 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
632 Failed lock: Resource temporarily unavailable
634 \end{minipage}\vspace{1mm}
636 se invece blocchiamo una regione con:
639 \begin{minipage}[c]{12cm}
641 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
644 \end{minipage}\vspace{1mm}
646 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
647 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
648 regioni si sovrappongono avremo che:
651 \begin{minipage}[c]{12cm}
653 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
654 Failed lock: Resource temporarily unavailable
656 \end{minipage}\vspace{1mm}
658 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
662 \begin{minipage}[c]{12cm}
664 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
667 \end{minipage}\vspace{1mm}
669 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
670 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
673 \begin{minipage}[c]{12cm}
675 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
676 Failed lock: Resource temporarily unavailable
678 \end{minipage}\vspace{1mm}
680 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
682 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
683 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
684 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
688 \begin{minipage}[c]{12cm}
690 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
692 \end{minipage}\vspace{1mm}
694 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
695 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
696 essere acquisito otterremo:
699 \begin{minipage}[c]{12cm}
701 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
703 \end{minipage}\vspace{1mm}
705 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
706 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
707 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
708 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
711 \begin{minipage}[c]{12cm}
713 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
716 \end{minipage}\vspace{3mm}
719 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
720 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
721 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
722 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
726 \begin{minipage}[c]{12cm}
728 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
731 \end{minipage}\vspace{1mm}
733 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
734 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
735 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
736 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
740 \subsection{La funzione \func{lockf}}
741 \label{sec:file_lockf}
743 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
744 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
745 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
746 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
747 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
748 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
750 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
752 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
753 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
755 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
756 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
757 file è mappato in memoria.
758 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
759 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
760 dei \textit{file lock}.
762 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
766 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
767 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
768 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
773 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
775 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
778 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
779 mantenere un blocco condiviso sullo stesso file.\\
780 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
781 alla volta può mantenere un blocco esclusivo su un file.\\
782 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
783 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il blocco non è disponibile,
784 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
785 con un OR aritmetico dei valori.\\
788 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
789 \label{tab:file_lockf_type}
792 Qualora il blocco non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
793 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
794 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
795 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
796 affatto equivalente a \func{flock}).
800 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
801 \label{sec:file_mand_locking}
803 \itindbeg{mandatory~locking}
805 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
806 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
807 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
808 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
809 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
810 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
812 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
813 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
814 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
815 utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene eseguito un
816 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
817 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
818 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
819 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
820 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
821 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
822 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
823 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
824 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
825 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
828 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
829 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
830 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
831 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
832 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
833 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
834 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
835 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
836 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
837 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
838 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
839 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}), o con l'opzione
840 \code{-o mand} per il comando omonimo).
842 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
843 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
844 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
845 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
848 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
849 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
850 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
851 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
852 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
853 direttamente il \textit{file locking}.
855 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
856 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
857 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
858 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
861 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
862 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
863 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
864 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
865 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
867 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
868 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
869 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
870 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
871 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
872 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
873 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
874 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
875 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
877 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
878 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
879 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso
880 infatti, quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si
881 ha un accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia
882 impossibile eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
883 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
884 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
885 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
886 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
887 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
888 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
889 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
890 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
891 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
892 possibilità di modificare il file.
894 \itindend{file~locking}
896 \itindend{mandatory~locking}
899 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
900 \label{sec:file_multiplexing}
903 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
904 su molti file usando le funzioni illustrate in
905 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
906 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
907 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
908 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
909 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
913 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
914 \label{sec:file_noblocking}
916 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
917 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
918 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
919 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
920 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
921 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
922 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
923 descrittore su cui si sta operando.
925 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
926 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
927 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
928 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
929 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
930 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
931 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
932 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
933 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
934 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
935 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
936 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
938 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
939 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
940 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
941 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
942 di input/output eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano
943 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
944 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
945 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
946 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
947 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
948 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle system call che
949 nella gran parte dei casi falliranno.
951 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
952 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
953 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
954 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
955 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
956 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
958 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
959 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
960 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
961 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
962 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
963 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
966 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
967 \label{sec:file_select}
969 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
970 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
971 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
972 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
973 \funcd{select}, il cui prototipo è:
975 \headdecl{sys/time.h}
976 \headdecl{sys/types.h}
978 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
979 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
981 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
984 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
985 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
986 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
988 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
990 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
991 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
992 o un valore non valido per \param{timeout}.
994 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
998 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
999 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1000 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1001 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1004 \itindbeg{file~descriptor~set}
1006 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1007 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1008 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1009 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1010 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1011 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1012 opportune macro di preprocessore:
1014 \headdecl{sys/time.h}
1015 \headdecl{sys/types.h}
1017 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1018 Inizializza l'insieme (vuoto).
1020 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1021 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1023 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1024 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1026 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1027 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1030 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1031 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1032 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1033 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1034 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1035 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1036 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1037 1003.1-2001, è definito in \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1039 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1040 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1041 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1042 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1043 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1045 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1046 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1047 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1048 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1049 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1050 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1051 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1052 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1053 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1054 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1055 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1056 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1057 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1059 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1060 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1061 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1062 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1063 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1064 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1065 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1066 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1067 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1068 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1071 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1072 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1073 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1074 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1075 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1076 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1078 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1079 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1080 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1081 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1082 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1083 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1084 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1085 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1086 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1089 \itindend{file~descriptor~set}
1091 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1092 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1093 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1094 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1095 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1096 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1097 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1098 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1100 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1101 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1102 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1103 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1104 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1105 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1106 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1107 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1108 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1109 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1110 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1112 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1113 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1114 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1115 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1116 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1117 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1118 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1120 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1121 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1122 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1123 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1124 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1125 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1127 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1128 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1129 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1130 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1131 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1132 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1133 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1134 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1135 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1136 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1137 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1138 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1139 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1140 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1141 \begin{prototype}{sys/select.h}
1142 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1143 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1145 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1148 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1149 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1150 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1152 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1154 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1155 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1156 o un valore non valido per \param{timeout}.
1158 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1161 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1162 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1163 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1164 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
1165 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
1166 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
1167 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
1168 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
1169 \param{sigmask} che è il puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali}
1170 maschera di segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera
1171 corrente viene sostituita da questa immediatamente prima di eseguire l'attesa,
1172 e ripristinata al ritorno della funzione.
1174 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1175 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1176 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1177 utilizzare il gestore per impostare una \index{variabili!globali} variabile
1178 globale e controllare questa nel corpo principale del programma; abbiamo visto
1179 in sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili
1180 \itindex{race~condition} \textit{race condition}, per cui diventa essenziale
1181 utilizzare \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima
1182 di eseguire il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative
1183 operazioni, onde evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il
1184 controllo, che andrebbe perso.
1186 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1187 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1188 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1189 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1190 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1191 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1192 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1193 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1194 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1196 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1197 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1198 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1199 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
1200 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
1201 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1202 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
1203 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
1204 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
1205 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
1206 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
1207 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
1208 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
1209 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
1210 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1211 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1212 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1213 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1214 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1217 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1218 \label{sec:file_poll}
1220 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1221 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1222 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1223 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1224 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1226 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1227 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1229 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1232 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1233 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1234 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1236 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1238 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1239 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1240 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1242 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1245 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1246 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1247 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1248 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1249 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1250 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1251 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1252 \textsl{non-bloccante}).
1254 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1255 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1256 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1257 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1258 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1259 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1260 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1261 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1262 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1263 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1264 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1265 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1267 \begin{figure}[!htb]
1268 \footnotesize \centering
1269 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1270 \includestruct{listati/pollfd.h}
1273 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1274 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1275 \label{fig:file_pollfd}
1278 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1279 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1280 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1281 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1282 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1283 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1284 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1289 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1291 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1294 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1295 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1296 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1297 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1300 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1301 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1302 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1304 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1305 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1306 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1307 socket.\footnotemark\\
1308 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1310 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1313 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1314 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1315 \label{tab:file_pollfd_flags}
1318 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1319 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1320 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1321 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1322 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1323 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1325 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1326 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1327 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1328 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1329 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1330 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1331 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1332 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1333 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1334 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1335 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1337 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1338 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1339 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1340 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1341 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1342 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1343 file, definirla soltanto prima di includere \headfile{sys/poll.h} non è
1346 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1347 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1348 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1349 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1350 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1351 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1352 tramite \var{errno}.
1354 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1355 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1356 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1357 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1358 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1359 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1360 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1361 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1362 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1363 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1366 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1367 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1368 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1369 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1370 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1373 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1374 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1375 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1376 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1377 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1379 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1380 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1381 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1382 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1384 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1385 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1386 const sigset\_t *sigmask)}
1388 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1391 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1392 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1393 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1395 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1397 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1398 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1399 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1401 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1404 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1405 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1406 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1407 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1408 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1409 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1410 del seguente codice:
1411 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1413 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1414 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1415 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1416 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1417 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1418 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1419 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1420 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1421 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1425 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1426 \label{sec:file_epoll}
1430 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1431 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1432 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1433 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1434 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1435 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1436 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1437 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1438 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1440 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1441 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1442 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1443 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1444 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1445 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1446 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1447 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1448 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1449 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1450 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1452 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1453 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1454 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1455 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1456 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1457 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1458 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1459 presentano attività.
1461 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1462 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1463 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1464 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1465 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1466 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1467 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1468 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1469 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1470 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1471 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1472 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1475 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1476 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1477 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1478 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1479 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1480 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1481 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1482 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1483 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1485 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1486 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1487 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1488 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1489 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1490 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1491 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1492 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1493 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1494 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1495 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1497 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1498 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1499 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1500 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1501 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1502 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1503 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1504 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1505 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1506 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1509 \headdecl{sys/epoll.h}
1511 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1512 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1514 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1516 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1517 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1518 assumerà uno dei valori:
1520 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1521 positivo o non valido per \param{flags}.
1522 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1524 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1525 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1526 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1527 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1533 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1534 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1535 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1536 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1537 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1538 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1539 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1540 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1541 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1542 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1543 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1545 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1546 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1547 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1548 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1549 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1550 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1551 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1552 \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1553 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1555 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1556 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1557 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1558 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1559 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1560 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1562 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1564 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1565 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1567 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1569 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1570 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1571 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1572 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1573 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1574 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1575 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1576 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1577 l'operazione richiesta.
1578 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1579 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1580 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1581 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1586 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1587 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1588 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1589 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1590 delle operazioni cui fanno riferimento.
1595 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1597 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1600 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1601 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1602 controllati tramite \param{epfd}, in
1603 \param{event} devono essere specificate le
1604 modalità di osservazione.\\
1605 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1606 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1608 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1609 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1612 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1613 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1614 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1617 % aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE con il kernel 3.7
1619 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1620 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1621 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1622 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1623 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1624 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1626 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1627 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1628 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1629 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1630 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1631 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1632 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1633 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1634 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1637 \begin{figure}[!htb]
1638 \footnotesize \centering
1639 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1640 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1643 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1644 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1646 \label{fig:epoll_event}
1649 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1650 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1651 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1652 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1653 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1655 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1656 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1657 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1658 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1659 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1660 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1661 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1662 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1663 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1664 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1665 identificazione del file descriptor.
1670 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1672 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1675 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1676 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1677 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1678 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1679 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1680 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1681 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1683 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1684 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1685 disponibili in lettura (analogo di
1686 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1687 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1689 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1690 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1691 viene comunque riportata in uscita, e non è
1692 necessaria impostarla in ingresso.\\
1693 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1694 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1695 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1696 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1697 triggered} per il file descriptor associato.\\
1698 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1699 descriptor associato.\footnotemark\\
1702 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1703 \struct{epoll\_event}.}
1704 \label{tab:epoll_events}
1707 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1708 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1709 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1711 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1714 % TODO aggiunto EPOLLWAKEUP con il 3.5
1717 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1718 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1719 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1720 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1721 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1722 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1723 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1724 funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1725 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1726 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1727 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1730 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1732 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1733 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1734 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1735 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1736 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1737 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1738 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1740 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1741 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1742 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1743 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1744 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1746 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1747 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1748 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1749 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1750 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1751 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1752 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1753 logica \textit{edge triggered}.}
1755 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1756 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1757 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1758 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1759 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1760 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1761 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1762 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1764 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1765 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1766 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1767 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1768 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1771 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1773 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1774 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1775 assumerà uno dei valori:
1777 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1778 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1779 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1780 della scadenza di \param{timeout}.
1781 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1782 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1787 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1788 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1789 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1790 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1791 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1792 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1793 con l'argomento \param{maxevents}.
1795 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1796 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1797 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1798 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1799 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1800 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1803 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1804 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1805 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1806 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1807 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1808 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1809 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1810 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1811 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1813 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1814 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1815 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1816 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1817 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1818 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1819 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1820 luce delle modifiche.
1822 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1823 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1824 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1825 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1826 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1827 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1828 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1829 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1830 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1831 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1833 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1834 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1835 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1836 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1837 che consenta di reimpostare all'uscita una \index{maschera~dei~segnali}
1838 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1839 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}; in questo caso la
1840 funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata
1841 introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di
1842 \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1843 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1844 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1845 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1847 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1850 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1851 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1852 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1856 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1857 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1858 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1859 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1860 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1861 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1863 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1864 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1865 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1866 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1867 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1868 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1869 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1874 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1875 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1877 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1878 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1879 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1880 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1881 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1882 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1883 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1885 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1886 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1887 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1888 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1889 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1890 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1891 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1892 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1893 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1894 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1896 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1897 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1898 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1899 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1900 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1901 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1902 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1903 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1904 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1905 \index{system~call~lente} system call lente che vengono interrotte e devono
1908 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1909 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1910 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1911 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1912 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1913 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1914 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1915 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1916 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
1917 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1918 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1919 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1921 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1922 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
1923 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1924 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1925 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1926 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1927 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1929 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1930 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1931 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1932 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1933 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
1934 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
1935 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1936 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
1937 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
1939 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1940 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è
1941 l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono infatti due
1942 versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
1943 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1944 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
1945 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
1946 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
1947 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
1948 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
1949 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
1950 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1951 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1953 Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.
1955 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1956 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1959 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1960 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1961 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1962 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1963 descriptor di \func{signalfd}.
1964 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1965 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
1968 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
1972 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
1973 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
1974 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
1975 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
1976 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
1977 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
1978 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
1979 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
1980 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
1982 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
1983 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
1984 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
1985 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
1986 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
1987 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
1988 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
1989 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
1990 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
1992 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
1993 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
1994 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
1995 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
1996 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
1997 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.} L'argomento deve essere
1998 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
1999 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2004 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2006 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2009 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2010 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2011 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2012 chiusura automatica del file descriptor nella
2013 esecuzione di \func{exec}.\\
2016 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2017 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2018 \label{tab:signalfd_flags}
2021 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2022 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2023 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2024 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2025 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2026 installato in precedenza).\footnote{il blocco non ha invece nessun effetto sul
2027 file descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile
2028 pertanto ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.}
2029 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2030 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2031 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2032 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2033 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2035 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2036 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2037 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2038 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2039 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2041 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2042 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2043 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2044 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2045 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2046 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2047 soltanto una volta.\footnote{questo significa che tutti i file descriptor su
2048 cui è presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le
2049 funzioni di \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su
2050 uno di essi il segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non
2051 saranno più disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una
2052 ulteriore occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.}
2054 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2055 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2056 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2057 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2058 imposto con \func{sigprocmask}.
2060 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2061 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2062 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2063 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2064 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2065 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2066 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2067 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2068 pendenti attraverso una \func{exec}.
2070 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2071 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2072 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2073 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2074 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2075 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2076 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2077 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2079 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2080 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2081 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2082 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2083 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2084 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2085 successivo con \func{fcntl}.
2087 \begin{figure}[!htb]
2088 \footnotesize \centering
2089 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2090 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2093 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2094 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2095 \label{fig:signalfd_siginfo}
2098 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2099 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2100 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2101 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2102 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2103 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2104 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2105 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2106 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2108 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2109 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2110 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2111 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2112 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2113 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2114 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2115 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2117 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2118 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2119 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2120 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2121 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2122 \texttt{FifoReporter.c}).
2124 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2125 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2126 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2127 (\texttt{\small 12--16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2128 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2129 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2132 \begin{figure}[!htbp]
2133 \footnotesize \centering
2134 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2135 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2138 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2139 \file{FifoReporter.c}.}
2140 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2143 Il primo passo (\texttt{\small 19--20}) è la crezione di un file descriptor
2144 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2145 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2146 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2147 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2148 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22--25})
2149 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2150 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2151 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28--29}) di
2152 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2153 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30--33}) dovrà essere aggiunto con
2154 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2156 Occorrerà infine (\texttt{\small 35--38}) creare la \textit{named fifo} se
2157 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39--40}); una
2158 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2159 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2160 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2163 \begin{figure}[!htbp]
2164 \footnotesize \centering
2165 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2166 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2169 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2170 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2173 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2174 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2--45}) che si è riportato in
2175 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2176 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2177 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2--3}) la presenza di un file
2178 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait},\footnote{si ricordi che
2179 entrambi i file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in
2180 osservazioni per eventi di tipo \const{EPOLLIN}.} che si bloccherà fintanto
2181 che non siano stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un
2182 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2183 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2184 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2185 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2188 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2189 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2190 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5--44}) sul numero
2191 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2192 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2193 del file descriptor riconosciuto come pronto.\footnote{controllando cioè a
2194 quale dei due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2195 \var{events[i].data.fd}.}
2197 Il primo condizionale (\texttt{\small 6--24}) è relativo al caso che si sia
2198 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2199 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2200 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2201 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2202 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8--24}) che prosegue fintanto che vi
2203 siano dati da leggere.
2205 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9--14}) se il valore di
2206 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2207 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2208 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2209 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati.\footnote{si ricordi come
2210 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2211 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2212 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non
2213 vi saranno più dati da leggere.}
2215 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2216 (\texttt{\small 19--20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2217 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf}\footnote{per la
2218 stampa si è usato il vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale
2219 corrisponde il nome del segnale avente il numero corrispondente, la cui
2220 definizione si è omessa dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init}
2221 per brevità.} ed il \textit{pid} del processo da cui lo ha ricevuto; inoltre
2222 (\texttt{\small 21--24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2223 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2224 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2227 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26--39}) è invece relativo al caso in
2228 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2229 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2230 letture in un ciclo (\texttt{\small 28--39}) ripetendole fin tanto che la
2231 funzione \func{read} non resituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2232 (\texttt{\small 29--35}).\footnote{il procedimento è lo stesso adottato per il
2233 file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso
2234 di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si
2235 stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.} Se invece vi
2236 sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small 36}) una
2237 terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto (\texttt{\small
2238 37--38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2239 (\texttt{\small 40--44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2240 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2241 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2243 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2244 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2245 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2247 piccardi@hain:~/gapil/sources$ ./a.out
2248 FifoReporter starting, pid 4568
2251 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2253 root@hain:~# echo prova > /tmp/reporter.fifo
2261 mentre inviando un segnale:
2263 root@hain:~# kill 4568
2271 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2278 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2287 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2288 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2289 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2290 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2291 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2292 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2293 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2294 timer.\footnote{in realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd}
2295 per ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia
2296 semplifica notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola
2297 \textit{system call}.}
2299 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2300 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2301 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2302 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2303 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2304 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2305 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2306 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2307 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione prevista, quella che
2308 consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui prototipo è:
2309 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2310 {int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2312 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2314 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2315 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2318 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2319 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2320 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2321 precedenti il 2.6.27.
2322 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2323 descriptor di \func{signalfd}.
2324 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2325 dispositivo per la gestione anonima degli inode associati al file
2328 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2332 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2333 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2334 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2335 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2336 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2337 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2338 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2339 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2340 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2341 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2342 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2347 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2349 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2352 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2353 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2354 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2355 chiusura automatica del file descriptor nella
2356 esecuzione di \func{exec}.\\
2359 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2360 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2362 \label{tab:timerfd_flags}
2365 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2366 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2367 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2368 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec},\footnote{a
2369 meno che non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2370 \const{TFD\_CLOEXEC}.} e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2371 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2372 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2373 timer impostati con le funzioni ordinarie.\footnote{si ricordi infatti che,
2374 come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali
2375 pendenti nel padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.}
2377 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2378 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2379 periodicità di ripetizione, per farlo si usa la funzione omologa di
2380 \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2381 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2382 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2383 {int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2384 const struct itimerspec *new\_value,
2385 struct itimerspec *old\_value)}
2387 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2389 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2390 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2393 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2395 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2396 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2397 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2398 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2404 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2405 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2406 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2407 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2408 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2409 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2411 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2412 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2413 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2414 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2415 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2416 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2417 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2418 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2419 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2420 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2421 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2423 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2424 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2425 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2426 {int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2428 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2430 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2431 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2434 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2436 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2437 con \func{timerfd\_create}.
2438 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2447 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2448 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2450 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2451 dalla ultima impostazione
2454 usato per leggere le notifiche delle scadenze dei timer. Queste possono essere
2455 ottenute leggendo in maniera ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2460 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2461 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2462 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2463 % http://lwn.net/Articles/245533/
2464 % http://lwn.net/Articles/267331/
2467 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2468 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2470 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2471 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2472 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2473 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2474 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2475 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2476 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2477 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2478 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2479 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2480 operazioni di I/O volute.
2483 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2484 \label{sec:file_signal_driven_io}
2486 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2488 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2489 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2490 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2491 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2492 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2493 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2494 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2495 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2496 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2497 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2498 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2499 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2502 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2503 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2504 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2505 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2506 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2507 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2508 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2509 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2510 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2511 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2512 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2515 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2517 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2518 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2519 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2520 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2521 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2522 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2523 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2524 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2525 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2526 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2529 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2530 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2531 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2532 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2533 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2534 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2535 verrebbero notificati una volta sola.
2537 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2538 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2539 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2540 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2541 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2542 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2543 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2545 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2546 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2547 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2548 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2549 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2550 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2551 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2552 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2553 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2555 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2556 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2557 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2558 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2559 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2560 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2561 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2564 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2565 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2566 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2567 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2568 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2569 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2570 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2571 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2572 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2573 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2575 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2577 \itindend{signal~driven~I/O}
2581 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2582 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2584 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2585 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2586 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2587 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2588 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2589 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2590 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2591 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2592 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2593 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2594 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2595 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2596 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2599 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2600 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2601 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2602 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2603 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2604 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2605 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2606 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2607 nessuna funzionalità di notifica.
2609 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2610 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2611 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2612 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2613 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2614 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2615 \itindex{polling} \textit{polling}.
2617 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2618 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2619 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2620 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2621 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2622 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2623 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2625 \itindbeg{file~lease}
2627 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2628 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2629 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2630 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2631 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2633 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2634 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2635 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2636 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2637 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2638 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2639 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2640 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2641 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2642 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2644 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2645 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2646 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2647 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2648 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2649 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2651 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2652 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2653 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2654 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2655 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2656 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2657 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2658 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2663 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2665 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2668 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2669 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2670 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2673 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2674 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2675 \const{F\_GETLEASE}.}
2676 \label{tab:file_lease_fctnl}
2679 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2680 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2681 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2682 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2683 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2684 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2686 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2687 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2688 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2689 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2690 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2691 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2692 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2693 \textit{lease} su qualunque file.
2695 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2696 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2697 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2698 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2699 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2700 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2701 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2702 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2703 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2704 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2705 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2706 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2707 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2708 operazioni di lettura e scrittura.
2710 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2711 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2712 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2713 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2714 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2715 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2716 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2717 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2718 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2719 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2722 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2723 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2724 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2725 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2726 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2727 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2728 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2729 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2730 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2732 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2733 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2734 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2735 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2736 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2737 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2738 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2739 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2740 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2744 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2745 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2746 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2747 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2748 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2749 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2750 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2751 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2752 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2753 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2754 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2755 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2756 \struct{siginfo\_t}.
2758 \itindend{file~lease}
2763 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2765 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2768 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2769 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2770 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2771 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2772 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2773 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2774 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2775 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2776 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2778 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2779 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2780 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2781 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2782 directory (con \func{rename}).\\
2783 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2784 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2786 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2790 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2791 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2792 \label{tab:file_notify}
2795 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2796 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2797 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2798 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2799 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2800 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2801 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2803 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2804 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2805 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2806 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2807 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2808 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2809 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2810 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2811 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2812 specificare un valore nullo.
2816 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2817 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2818 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2819 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2820 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2821 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2822 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2824 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2825 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2826 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2827 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2828 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2829 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2830 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2831 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2832 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2836 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2837 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2838 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2839 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2840 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2841 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2842 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2843 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2844 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2846 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2847 {int inotify\_init(void)}
2849 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2851 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2852 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2854 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2855 \textit{inotify} consentite all'utente.
2856 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2858 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2864 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2865 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2866 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2867 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2868 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2869 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2870 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2871 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2872 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2873 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2874 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2875 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2876 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2877 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2878 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2880 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2881 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2882 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2883 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2884 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
2885 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
2886 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
2887 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
2888 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
2889 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
2890 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
2891 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
2892 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
2894 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2895 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2896 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2897 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2898 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2899 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2900 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2901 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2902 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2904 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2906 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2907 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2909 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2910 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2911 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2912 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2913 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2915 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2918 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2919 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2920 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2921 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2922 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2923 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2924 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2925 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2926 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2927 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2928 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2929 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2930 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2931 un solo file descriptor.
2933 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2934 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2935 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2936 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2937 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2938 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2939 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2940 flag della prima parte.
2945 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2947 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2950 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2952 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2953 dell'inode (o sugli attributi
2955 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2956 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2958 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2960 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2961 directory in una directory sotto
2963 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2964 directory in una directory sotto
2966 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2967 directory) sotto osservazione.\\
2968 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2969 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2970 directory) sotto osservazione.\\
2971 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2972 directory sotto osservazione.\\
2973 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2974 directory sotto osservazione.\\
2975 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2977 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2978 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2979 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2980 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2981 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2982 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2983 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2987 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2988 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2989 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2990 \label{tab:inotify_event_watch}
2993 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2994 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2995 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2996 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2997 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2998 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2999 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3000 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3001 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3006 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3008 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3011 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3013 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3014 nell'argomento \param{mask}, invece di
3016 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3017 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3019 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3020 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3021 quelli per i file che contiene.\\
3024 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3025 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3026 modalità di osservazione.}
3027 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3030 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3031 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3032 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3033 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3034 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3036 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3037 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3038 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3039 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3040 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3041 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3042 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3043 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3044 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3046 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3047 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3048 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3049 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3050 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3051 sarà più notificato.
3053 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3054 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3055 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3056 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3057 la eventuale rimozione dello stesso.
3059 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3060 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3062 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3063 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3065 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3067 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3068 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3070 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3072 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3073 non è associato ad una coda di notifica.
3078 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3079 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3080 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3081 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3082 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3083 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3084 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3085 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3086 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3087 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3088 \func{inotify\_rm\_watch}.
3090 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3091 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3092 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3093 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3094 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3095 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3096 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3097 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3099 \begin{figure}[!htb]
3100 \footnotesize \centering
3101 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3102 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3105 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3106 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3107 \label{fig:inotify_event}
3110 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3111 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3112 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3113 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3114 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3115 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3116 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3117 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3118 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3119 il numero di file che sono cambiati.
3121 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3122 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3123 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3124 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3125 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3126 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3127 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3128 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3129 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3130 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3131 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3136 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3138 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3141 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3142 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3143 che in maniera implicita per la rimozione
3144 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3145 filesystem su cui questo si trova.\\
3146 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3147 (consente così di distinguere, quando si pone
3148 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3149 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3151 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3152 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3153 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3154 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3155 osservazione è stato smontato.\\
3158 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3159 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3160 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3163 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3164 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3165 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3166 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3167 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3168 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3170 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3171 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3172 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3173 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3174 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3176 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3177 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3178 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3179 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3180 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3181 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3182 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3183 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3184 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3185 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3186 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3187 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3189 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3190 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3191 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3192 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3193 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3194 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3196 \begin{figure}[!htbp]
3197 \footnotesize \centering
3198 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3199 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3202 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3203 \label{fig:inotify_monitor_example}
3206 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3207 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
3208 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3209 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3210 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3211 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3214 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
3215 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3216 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3217 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3218 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3219 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3220 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3221 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3222 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3223 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3225 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3226 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3227 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3228 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3229 si saranno verificati eventi.
3231 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3232 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3233 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3234 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3235 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3236 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3237 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
3238 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
3239 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
3242 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3243 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3244 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3245 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3246 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3247 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3248 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3249 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3250 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3251 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3252 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3253 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3255 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3256 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
3257 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3258 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3259 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3260 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3261 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3262 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3263 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3264 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3265 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3266 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3267 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3268 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3270 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3271 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3274 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
3276 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3279 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3283 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3284 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3285 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3286 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3287 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3288 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3289 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3290 tale evenienza non si verificherà mai.
3292 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3293 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3294 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3295 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3296 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3297 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3298 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3299 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3300 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3301 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3302 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3303 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3304 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3305 chiamata di \func{read}.
3307 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3308 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3309 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3310 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3311 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3312 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3313 raggruppati in un solo evento.
3317 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3318 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3321 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3322 \label{sec:file_asyncronous_io}
3324 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3325 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3328 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3329 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3330 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3331 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3332 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3333 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3334 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3336 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3337 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3338 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
3339 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
3340 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
3341 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
3342 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
3343 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3346 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3347 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3348 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3349 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3350 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3351 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3352 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3355 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3356 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3357 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3358 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3359 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3360 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3361 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3363 \begin{figure}[!htb]
3364 \footnotesize \centering
3365 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3366 \includestruct{listati/aiocb.h}
3369 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3371 \label{fig:file_aiocb}
3374 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3375 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3376 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3377 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3378 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3379 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3380 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3381 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3382 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3383 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3384 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3385 del blocco di dati da trasferire.
3387 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3388 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3389 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3390 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3391 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3392 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3393 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3394 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3395 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3396 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3397 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3399 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3400 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3401 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3402 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3403 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3405 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3406 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3407 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3408 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3412 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3413 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3415 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3416 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3419 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3420 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3422 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3423 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3424 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3425 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3426 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3431 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3432 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3433 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3434 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3435 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3436 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3437 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3438 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3441 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3442 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3443 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3444 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3445 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3446 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3447 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3448 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3449 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3451 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3452 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3453 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3454 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3455 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3456 errore; il suo prototipo è:
3457 \begin{prototype}{aio.h}
3458 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3460 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3463 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3464 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3468 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3469 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3470 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3471 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3472 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3473 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3474 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3475 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
3478 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3479 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3480 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3481 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3483 \begin{prototype}{aio.h}
3484 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3486 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3489 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3493 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3494 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3495 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3496 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3497 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3499 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3500 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
3501 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
3502 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
3503 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3506 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3507 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3508 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3509 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3511 \begin{prototype}{aio.h}
3512 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3514 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3516 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3517 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3518 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3521 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3522 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3523 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3524 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3525 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3526 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3527 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3528 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3530 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3531 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3532 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3533 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3534 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3536 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3537 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3538 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3539 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3541 \begin{prototype}{aio.h}
3542 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3544 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3547 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3548 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3549 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3553 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3554 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3555 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3556 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3557 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3558 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3559 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3560 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3561 \headfile{aio.h}) sono tre:
3562 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3563 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3564 cancellazione sono state già completate,
3566 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3569 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3570 corso e non sono state cancellate.
3573 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3574 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3575 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3576 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3577 del loro avvenuto completamento.
3579 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3580 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3581 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3582 specifica operazione; il suo prototipo è:
3583 \begin{prototype}{aio.h}
3584 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3587 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3588 operazioni specificate da \param{list}.
3590 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3591 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3594 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3596 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3597 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3602 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3603 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3604 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3605 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3606 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3607 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3608 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3609 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3610 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3612 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3613 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3614 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3615 \begin{prototype}{aio.h}
3616 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3619 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3620 secondo la modalità \param{mode}.
3622 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3623 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3625 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3627 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3628 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3629 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3630 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3631 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3636 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3637 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3638 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3639 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3640 che può prendere i valori:
3641 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3642 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3643 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3644 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3646 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3647 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3648 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3649 quelle non completate.
3651 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3652 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3653 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3654 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3655 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3656 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3657 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3660 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3661 \label{sec:file_advanced_io}
3663 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3664 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3665 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3666 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3667 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3668 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3672 \subsection{File mappati in memoria}
3673 \label{sec:file_memory_map}
3675 \itindbeg{memory~mapping}
3676 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3677 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3678 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3679 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3680 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3681 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3685 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3686 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3687 mappatura in memoria di un file.}
3688 \label{fig:file_mmap_layout}
3691 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3692 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3693 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3694 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3695 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3696 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3697 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3698 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3699 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3700 \textsl{memoria mappata su file}.
3702 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3703 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3704 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3705 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3706 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3707 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3710 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3711 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3712 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3713 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3714 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3715 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3718 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3719 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3720 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3721 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3722 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3724 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3725 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3726 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3731 \headdecl{sys/mman.h}
3733 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3736 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3738 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3739 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3740 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3742 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3743 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3744 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3745 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3746 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3747 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3748 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3749 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3750 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3751 dimensione delle pagine).
3752 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3753 \param{fd} è aperto in scrittura.
3754 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3755 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3756 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3757 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3758 numero di mappature possibili.
3759 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3761 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3762 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3763 l'opzione \texttt{noexec}.
3764 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3765 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3770 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3771 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3772 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3773 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3778 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3780 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3783 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3784 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3785 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3786 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3789 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3790 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3791 \label{tab:file_mmap_prot}
3794 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3795 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3796 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3797 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3798 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3799 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3800 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3801 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3802 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3803 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3804 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3805 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3807 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3808 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3809 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3810 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3811 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3812 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3817 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3819 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3822 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3823 da \param{start}, se questo non può essere usato
3824 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3825 valore di \param{start} deve essere allineato
3826 alle dimensioni di una pagina.\\
3827 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3828 riportati sul file e saranno immediatamente
3829 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3830 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3831 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3832 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3833 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3834 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3835 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3836 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3837 privata cui solo il processo chiamante ha
3838 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3839 il meccanismo del \textit{copy on
3840 write} \itindex{copy~on~write} e
3841 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3842 specificato se i cambiamenti sul file originale
3843 vengano riportati sulla regione
3844 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3845 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3846 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3847 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3848 scrittura sul file dovevano fallire con
3849 \errcode{ETXTBSY}).\\
3850 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3851 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3852 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3853 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3855 modifiche fatte alla regione mappata, in
3856 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3857 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3858 un \signal{SIGSEGV}.\\
3859 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3861 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3862 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3863 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3864 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3865 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3866 ignorati.\footnotemark\\
3867 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3868 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3869 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3870 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3871 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3872 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3873 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3874 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3875 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3876 necessarie alla mappatura.\\
3877 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3878 non causa I/O.\footnotemark\\
3879 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3880 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3884 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3885 \label{tab:file_mmap_flag}
3888 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3891 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3892 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3893 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3894 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3896 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3897 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3898 parleremo più avanti.}
3900 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3901 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3902 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3903 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3904 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3905 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
3906 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3909 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3910 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3911 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3912 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3913 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3914 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3915 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3916 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3918 \begin{figure}[!htb]
3920 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3921 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3922 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3923 \label{fig:file_mmap_boundary}
3926 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3927 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3928 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3929 bordo della pagina successiva.
3931 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3932 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
3933 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3934 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3935 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3938 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3939 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3940 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3941 quella della mappatura in memoria.
3943 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3944 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3945 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3946 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
3947 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3949 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3950 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3951 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3952 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3953 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3954 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3955 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3956 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3957 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3958 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3962 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3963 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3964 alla lunghezza richiesta.}
3965 \label{fig:file_mmap_exceed}
3968 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3969 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3970 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3971 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3972 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3973 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3974 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3975 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3978 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3979 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3980 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3981 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3982 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3983 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3984 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3985 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3986 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3988 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3989 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
3990 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3991 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
3992 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
3993 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
3994 sistema della memoria virtuale.
3996 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3997 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3998 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3999 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4000 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4002 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4003 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4004 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4005 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4006 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4007 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4010 \headdecl{sys/mman.h}
4012 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4014 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4016 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4017 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4019 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4020 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4022 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4023 precedentemente mappata.
4028 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4029 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4030 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4031 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4032 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4033 del file aggiornato.
4039 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4041 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4044 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4045 quando questa è stata completata.\\
4046 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4047 non attendendo che questa sia finita.\\
4048 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4049 in memoria così da rendere necessaria una
4050 rilettura immediata delle stesse.\\
4053 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4054 \label{tab:file_mmap_msync}
4057 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4058 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4059 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4060 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4061 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4062 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4063 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4064 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4065 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4067 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4068 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4071 \headdecl{sys/mman.h}
4073 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4075 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4077 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4078 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4080 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4081 precedentemente mappata.
4086 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4087 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4088 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4089 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4090 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4091 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4092 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4093 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4094 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4096 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4097 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4098 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4099 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4100 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4102 % \headdecl{unistd.h}
4103 \headdecl{sys/mman.h}
4105 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4107 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4110 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4111 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4113 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4114 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4115 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4116 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4117 ha solo accesso in lettura.
4118 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4119 % necessarie all'interno del kernel.
4120 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4123 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4128 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4129 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4130 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4131 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4132 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4133 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4135 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4136 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4137 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4138 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4141 \headdecl{sys/mman.h}
4143 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4144 new\_size, unsigned long flags)}
4146 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4148 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4149 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4150 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4153 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4155 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4156 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4157 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4158 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4159 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4160 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4161 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4167 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4168 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4169 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4170 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4171 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4172 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4173 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4174 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4175 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4176 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4177 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4178 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4180 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4181 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4182 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4183 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4184 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4185 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4186 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4188 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4189 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4190 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4191 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4192 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4193 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4195 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4196 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4197 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4198 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4199 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4200 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4201 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4202 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4203 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4204 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4205 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4207 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4208 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4209 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4210 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4211 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4212 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4213 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4214 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4215 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4216 \textit{memory mapping}.
4218 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4219 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4220 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4221 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4222 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4223 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4224 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4225 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4227 \headdecl{sys/mman.h}
4229 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4230 ssize\_t pgoff, int flags)}
4232 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4234 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4235 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4237 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4238 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4239 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4244 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4245 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4246 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4247 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4248 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4249 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4252 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4253 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4254 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4255 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4256 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4257 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4258 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4259 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4261 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4262 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4263 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4264 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4265 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4266 \textit{memory mapping}.
4268 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4269 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4270 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4271 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4272 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4273 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4274 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4275 interessate dal \textit{memory mapping}.
4277 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4278 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4279 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4280 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4281 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4282 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4283 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4284 \const{MAP\_POPULATE}.
4286 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4287 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4288 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4289 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4290 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4291 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4292 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4294 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4295 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4296 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4297 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4298 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4299 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4301 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4302 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4303 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4304 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4305 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4306 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4308 \headdecl{sys/mman.h}
4310 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4312 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4314 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4315 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4317 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4318 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4319 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4320 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4321 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4322 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4323 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4324 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4325 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4326 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4329 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4333 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4334 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4335 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4336 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4337 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4338 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4339 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4340 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4341 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4342 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4343 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4344 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4349 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4351 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4354 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4355 di default usato quando non si è chiamato
4357 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4358 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4359 anticipata con il meccanismo del
4360 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4361 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4362 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4363 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4364 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4365 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4366 scartare immediatamente le pagine una volta che
4367 queste siano state lette.\\
4368 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4369 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4370 deve essere incentivata.\\
4371 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4372 futuro, pertanto le pagine possono essere
4373 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4374 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4375 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4376 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4378 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4379 relativo supporto sottostante; è supportato
4380 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4381 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4382 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4383 ereditato dal processo figlio dopo una
4384 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4385 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4386 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4387 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4388 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4389 causare problemi per l'hardware che esegue
4390 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4391 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4392 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4393 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4394 principalmente ad uso dei sistemi di
4395 virtualizzazione).\footnotemark\\
4398 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4399 \label{tab:madvise_advice_values}
4402 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4405 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4406 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4407 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4408 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4409 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4410 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4411 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4412 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4413 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4414 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4416 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4417 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4418 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4419 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4420 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4421 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4422 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4423 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4424 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4426 \itindend{memory~mapping}
4429 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4430 \label{sec:file_multiple_io}
4432 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4433 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4434 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4435 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4436 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4437 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4438 contare sulla atomicità delle operazioni.
4440 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove system call
4441 che permettessero di effettuare con una sola chiamata una serie di letture o
4442 scritture su una serie di buffer, con quello che viene normalmente chiamato
4443 \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono \funcd{readv} e
4444 \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese da BSD4.4, esse
4445 sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i relativi prototipi
4448 \headdecl{sys/uio.h}
4450 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4451 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4453 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4455 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4456 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4457 assumerà uno dei valori:
4459 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4460 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4461 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4462 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4463 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4464 non ci sono dati in lettura.
4465 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4467 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4468 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4469 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4470 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4473 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4474 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4475 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4476 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4477 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4479 \begin{figure}[!htb]
4480 \footnotesize \centering
4481 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4482 \includestruct{listati/iovec.h}
4485 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4487 \label{fig:file_iovec}
4490 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4491 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4492 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4493 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4494 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4495 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4496 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4497 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4498 specificati nel vettore \param{vector}.
4500 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4501 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4502 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4503 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4504 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4505 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4506 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4507 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4509 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4510 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
4511 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
4512 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
4513 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4514 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4515 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4517 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4518 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4519 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4520 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4521 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4522 corrispondenti a quanto aspettato.
4524 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4525 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4526 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4527 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4528 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4529 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4530 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4531 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4532 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4533 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4534 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4535 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4536 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4538 \headdecl{sys/uio.h}
4540 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4542 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4545 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4548 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4549 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4550 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4551 per \var{errno} anche i valori:
4553 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4554 usato come \type{off\_t}.
4555 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4560 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4561 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4562 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4563 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4564 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4565 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4567 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4568 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4569 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4570 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4571 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4572 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4576 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4578 \label{sec:file_sendfile_splice}
4580 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4581 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4582 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4583 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4585 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4586 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4587 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4588 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4589 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4590 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4591 questo tipo di situazioni.
4593 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4594 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4595 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4596 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4597 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4598 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4599 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4600 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4601 di \funcd{sendfile} è:
4603 \headdecl{sys/sendfile.h}
4605 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4608 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4610 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4611 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4614 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4615 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4616 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4617 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4619 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4620 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4623 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4627 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4628 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4629 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4630 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4631 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4634 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4635 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4636 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4637 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4638 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4639 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4640 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4641 letti da \param{in\_fd}.
4643 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4644 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4645 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4646 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4647 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4648 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4649 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4650 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4651 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4652 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4653 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4654 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4655 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4656 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4657 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4659 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4660 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4661 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4662 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4663 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4664 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4665 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4666 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4667 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4668 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4669 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4670 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4671 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4672 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4673 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4674 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4676 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4677 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4678 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4679 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4680 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4681 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4682 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4684 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4685 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4686 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4687 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4688 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4689 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4690 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4691 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4692 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4693 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
4694 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
4695 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
4696 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
4697 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
4698 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
4699 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
4700 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
4701 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
4702 essa può essere effettivamente utilizzata.}
4704 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4705 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4706 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4707 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4708 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4709 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4710 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4711 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4712 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4713 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4714 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4715 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4716 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4717 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4718 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4719 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4722 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4723 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4724 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4725 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4726 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4727 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4728 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4729 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4730 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4731 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4732 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4737 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4738 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4740 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4742 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4743 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4746 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4747 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4748 aperti in lettura o scrittura.
4749 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4750 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4751 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4752 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4754 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4756 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4757 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4762 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4763 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4764 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4765 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4766 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4767 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4768 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4769 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4771 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4772 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4773 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4774 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4775 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4776 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4777 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4778 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4779 il suddetto file in modalità non bloccante).
4781 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4782 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4783 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4784 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4785 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4786 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4787 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4788 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4789 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4790 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4791 specificato come valore non nullo.
4793 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4794 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4795 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4796 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4797 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4798 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4799 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4804 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4806 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4809 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4810 di memoria contenenti i dati invece di
4811 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4813 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4814 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4815 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4816 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4817 questo significa che la funzione potrà
4818 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4819 file descriptor (a meno che anch'essi non
4820 siano stati aperti in modalità non
4822 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4823 ulteriori dati in una \func{splice}
4824 successiva, questo è un suggerimento utile
4825 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4826 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4827 solo da \func{splice}, potrà essere
4828 implementato in futuro anche per
4829 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4830 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4831 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4832 se impostato una seguente \func{splice} che
4833 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4834 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4835 essere copiate; per usare questa opzione i
4836 dati dovranno essere opportunamente allineati
4837 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4838 memoria. Viene usato soltanto da
4842 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4843 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4845 \label{tab:splice_flag}
4848 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4849 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4850 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4851 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4852 saranno comunque copiate.}
4854 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4855 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4856 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4857 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4858 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4860 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4861 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4864 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4865 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4866 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4867 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4868 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4869 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4870 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4872 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4873 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4874 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4875 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4876 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4880 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4881 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4882 \label{fig:splicecp_data_flux}
4885 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4886 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4887 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4888 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4889 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4891 \begin{figure}[!htbp]
4892 \footnotesize \centering
4893 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
4894 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4897 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4899 \label{fig:splice_example}
4902 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4903 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4904 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4905 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4906 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4907 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4908 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4909 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4911 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4912 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4913 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4914 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4915 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4916 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4917 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4918 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4919 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4920 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4921 (\texttt{\small 41--43}).
4923 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4924 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4925 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4926 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4927 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4928 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4929 del file di destinazione.
4931 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4932 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4933 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4934 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4935 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4936 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4937 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4938 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4939 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4940 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4941 presenti sul buffer.
4943 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4944 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4945 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4946 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4947 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4949 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4950 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4951 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4952 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4953 genere di migliorare le prestazioni.
4955 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4956 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4957 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4958 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4959 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4960 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4962 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4963 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4964 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
4968 \headdecl{sys/uio.h}
4970 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4971 nr\_segs, unsigned int flags)}
4973 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4975 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4976 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4979 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4980 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4981 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4982 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4983 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4989 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
4990 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
4991 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
4992 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
4993 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
4994 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
4995 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
4996 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
4997 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
4998 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
4999 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5000 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5002 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5003 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5004 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5005 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5006 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5007 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5008 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5009 eseguire una copia dei dati che contengono.
5011 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5012 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5013 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5014 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5015 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5016 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5020 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5023 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5025 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5026 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5029 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5030 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5031 stessa \textit{pipe}.
5032 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5038 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5039 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5040 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5041 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5042 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5043 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5044 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5045 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5046 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5047 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5048 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5049 funzione non bloccante.
5051 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5052 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5053 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5054 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5055 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5056 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5057 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5058 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5059 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5060 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5061 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5062 allegati alla guida.
5064 \begin{figure}[!htbp]
5065 \footnotesize \centering
5066 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5067 \includecodesample{listati/tee.c}
5070 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5071 standard input sullo standard output e su un file.}
5072 \label{fig:tee_example}
5075 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
5076 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5077 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
5078 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
5079 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5081 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
5082 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5083 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5084 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5085 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5086 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5087 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5088 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
5089 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
5091 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5092 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5093 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
5094 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5095 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5096 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5097 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5099 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5100 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5101 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
5102 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
5103 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
5104 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
5105 si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di memoria
5106 interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti
5107 nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti
5108 puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con
5109 \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i
5112 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5115 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5116 \label{sec:file_fadvise}
5118 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5119 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5120 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5121 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5122 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5123 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5125 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5126 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5127 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5128 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5129 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5130 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5131 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5134 \itindbeg{read-ahead}
5136 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5137 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5138 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5139 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5140 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5141 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5142 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5146 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5148 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5150 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5151 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5153 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5154 valido o non è aperto in lettura.
5155 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5156 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5161 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5162 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5163 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5164 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5165 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5166 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5167 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5169 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5170 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5171 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5172 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5173 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5174 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5175 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5176 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5177 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5179 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5180 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5181 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5182 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5183 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5184 nelle operazioni successive.
5186 \itindend{read-ahead}
5188 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5189 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5190 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5191 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5192 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5193 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5194 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5195 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5196 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5197 valore di almeno 600, è:
5201 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5203 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5205 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5206 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5208 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5210 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5211 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5212 (come una pipe o un socket).
5213 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5214 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5219 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5220 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5221 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5222 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5223 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5224 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5225 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5226 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5227 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5228 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5229 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5230 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5231 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5232 che utilizza semplicemente l'informazione.
5237 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5239 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5242 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5243 riguardo le modalità di accesso, il
5244 comportamento sarà identico a quello che si
5245 avrebbe senza nessun avviso.\\
5246 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5247 accedere ai dati specificati in maniera
5248 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5250 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5251 completamente causale.\\
5252 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5253 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5254 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5257 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5258 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5260 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5263 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5264 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5265 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5266 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5267 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5268 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5269 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5270 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5271 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5272 riportarsi al comportamento di default.
5274 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5275 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5276 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5277 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5278 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5279 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5280 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5281 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5282 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5284 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5285 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5286 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5287 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5288 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5289 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5290 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5291 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5293 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5294 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5295 specifica per le operazioni di scrittura,
5296 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5297 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5298 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5299 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5304 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5306 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5308 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5309 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5310 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5312 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5313 valido o non è aperto in scrittura.
5314 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5316 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5317 la dimensione massima consentita per un file.
5318 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5320 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5322 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5327 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5328 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5329 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5330 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5331 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5332 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5333 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5334 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5336 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5337 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5338 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5339 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5340 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5341 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5342 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5343 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5344 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5345 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5346 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5347 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5348 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5350 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5351 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5352 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5353 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5354 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5355 diventa effettivamente disponibile.
5357 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5358 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5359 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5360 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5361 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5362 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5363 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5364 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5365 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5366 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5368 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5369 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5370 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5371 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5372 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5373 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5374 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5376 \headdecl{linux/fcntl.h}
5378 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5380 Prealloca dello spazio disco per un file.
5382 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5383 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5385 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5386 valido aperto in scrittura.
5387 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5388 dimensioni massime di un file.
5389 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5390 minore o uguale a zero.
5391 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5393 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5394 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5395 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5396 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5397 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5399 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5403 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5404 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5405 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5406 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5407 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5408 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5409 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5410 dimensione corrente.
5412 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5413 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5414 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5415 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5418 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5419 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5421 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5422 % http://lwn.net/Articles/432757/
5425 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
5426 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5427 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5428 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5429 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5430 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5431 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5432 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5433 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5434 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5435 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5436 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5437 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5438 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5439 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5440 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5441 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5442 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5443 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5444 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5445 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5446 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5447 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5448 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5449 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5450 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5451 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5452 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5453 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new
5454 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5455 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5456 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5457 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
5458 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5459 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5460 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5461 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
5462 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5463 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5464 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5465 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5466 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5467 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5468 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5469 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5470 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5471 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5472 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5473 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5474 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5475 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5476 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5477 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5478 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval
5479 % LocalWords: ABSTIME gettime
5482 %%% Local Variables:
5484 %%% TeX-master: "gapil"